Реферат: Защита информации от несанкционированного доступа методом криптопреобразования - текст реферата. Скачать бесплатно.
Банк рефератов, курсовых и дипломных работ. Много и бесплатно. # | Правила оформления работ | Добавить в избранное
 
 
   
Меню Меню Меню Меню Меню
   
Napishem.com Napishem.com Napishem.com

Реферат

Защита информации от несанкционированного доступа методом криптопреобразования

Банк рефератов / Программирование

Рубрики  Рубрики реферат банка

закрыть
Категория: Реферат
Язык реферата: Русский
Дата добавления:   
 
Скачать
Архив Zip, 350 kb, скачать бесплатно
Заказать
Узнать стоимость написания уникального реферата

Узнайте стоимость написания уникальной работы

Министерство образования Украины Донецкий государственный техни ческий университет Кафедра химической технологии топлива Курсовая работа на тему : “Современные методы защиты информации в информационно - вычислительных системах ” Выполнил : студент гр . ХТ -96 Кузнецов М.В . Проверил : г . Донецк 1998 год Содержание : 1. Введение 2. Краткий обзор современных методов защиты информации 3. ГОСТ № 28147-89 4. Описание метода 5. Криптостойкость ГОСТ 6. Надежность реализации 7. Вывод Стратегическая цель определяется на основе до лговременной перспективы. (c) Слепцов А.И. Введение. То , что информация имеет ценность , люди осознали очень давно – недаром переписка сильных мира сего издавна была объектом пристального внимания их недругов и друзей . Тогда-то и возникла задача защиты этой переписки от чрезмерно любопытных глаз . Древние пытались использовать для решения этой задачи самые разнообразные методы , и одним из них была тайнопись – умение составлять сообщения таким образом , чтобы его смысл был недоступен никому кроме посвящен н ых в тайну . Есть свидетельства тому , что искусство тайнописи зародилось еще в доантичные времена . На протяжении всей своей многовековой истории , вплоть до совсем недавнего времени , это искусство служило немногим , в основном верхушке общества , не выходя з а пределы резиденций глав государств , посольств и – конечно же – разведывательных миссий . И лишь несколько десятилетий назад все изменилось коренным образом – информация приобрела самостоятельную коммерческую ценность и стала широко распространенным , по ч ти обычным товаром . Ее производят , хранят , транспортируют , продают и покупают , а значит – воруют и подделывают – и , следовательно , ее необходимо защищать . Современное общество все в большей степени становится информационно– обусловленным , успех любого ви д а деятельности все сильней зависит от обладания определенными сведениями и от отсутствия их у конкурентов . И чем сильней проявляется указанный эффект , тем больше потенциальные убытки от злоупотреблений в информационной сфере , и тем больше потребность в з а щите информации . Одним словом , возникновение индустрии обработки информации с железной необходимостью привело к возникновению индустрии средств защиты информации. Среди всего спектра методов защиты данных от нежелательного доступа особое место занимают к риптографические методы . В отличие от других методов , они опираются лишь на свойства самой информации и не используют свойства ее материальных носителей , особенности узлов ее обработки , передачи и хранения . Образно говоря , криптографические методы строя т барьер между защищаемой информацией и реальным или потенциальным злоумышленником из самой информации . Конечно , под криптографической защитой в первую очередь – так уж сложилось исторически – подразумевается шифрование данных . Раньше , когда эта операция выполнялось человеком вручную или с использованием различных приспособлений , и при посольствах содержались многолюдные отделы шифровальщиков , развитие криптографии сдерживалось проблемой реализации шифров , ведь придумать можно было все что угодно , но как э то реализовать… Почему же п pоблема использования к pиптог pафических методов в инфо pмацион ных системах (ИС ) стала в настоящий момент особо актуальна ? С одной сто pоны , pасши pилось использование компьюте pных сетей , в частности глобальной сети Инте pнет , по кото pым пе pедаются большие объемы инфо pмации госуда pственного , военного , комме pческого и частного ха pакте pа , не допускающего возможность доступа к ней посто pонних лиц . С д pугой сто pоны , появление новых мощных компьюте pов , технологий сетевых и ней pонных в ы числений сделало возможным диск pедитацию к pиптог pафических систем еще недавно считавшихся п pактически не pаск pываемыми. Слова сделаны для сокрытия мыслей (c) Р.Фуше Краткий обзор современных методов защиты информации Ну , если мы уже заговорили про защиту , то вообще-то сразу необходимо определиться кто , как , что и от кого защищает . Достаточно туманная и путаная фраза ? Не беда , я щас все проясню. Итак , обычно считают , что есть следующие способы перехвата информации с компьютера : 1) ПЭМИ H - собстве нно электромагнитное излучение от РС 2) Наведенные токи в случайных антеннах - перехват наводок в проводах (телефонных , проводного радио ), кабелях (тв антеннах , например ), которые проходят вблизи , но не связанных гальванически с РС , даже в отопительных ба тареях (отопление изолировано от земли ) 3) Наводки и паразитные токи в цепях , гальванически связанных с РС (питание , кабель ЛВС , телефонная линия с модемом и т.п ) 4) Неравномерное потребление тока в питании - в основном для электромеханических устройствах (для современных РС маловероятен – если только принтер ромашка ) 5) Прочая экзотика ( в виде наведенных лазеров ) Обычно самым "свистящим " местом является видеотракт , с него можно "срисовать " картинку , находящуюся на экране . Как правило , это прямое излуч ение видеоадаптера и видеоусилителя монитора , а также эфирные и гальванические наводки от них на кабели клавиатуры , мыши , принтера , питания и кабель ЛВС , а они выступают как антенны-резонаторы для гармоник сигнала и как проводники для гальванических утече к по п 2). Причем , чем лучше РС (белее ), тем лучше монитор и адаптер и меньше "свист ". Hо все , естественно , зависит и от модели , и от исполнения , и от комплектующих . "Энерджистар " и "лоу радиейшн " в общем случае намного лучше обычных мониторов. Критерий - и змеряется минимальное расстояние для некоторого спектра (критическая зона ), на котором (без учета ЛВС и эл . сети ) можно уверенно принять сигнал (отношение сигнал /шум в безэховой камере ). Какие применяются меры : -экранирование корпусов (или внутренний мет аллический экран , или напыление изнутри на корпусе медной пленки - заземленные ) -установка на экран трубки монитора или сетки , или доп . стекла с заземленным напылением -на все кабели ставят электромагнитные фильтры (это , как правило , специальные сердечни ки ), доп . оплетку экрана - локальные экраны на платы адаптеров -дополнительные фильтры по питанию -дополнительный фильтр в цепь ЛВС (лично сам видел для AUI) Можно еще поставить активный генератор квазибелого или гауссового шума - он "давит " все излуче ния . Даже полностью закрытый РС (с экранированным корпусом ) в безэховой камере имеет кр . зону несколько метров (без шумовика , конечно ). Обычно с корпусами никто не мается (дорого это ), делают все остальное . Кроме того , проверяют РС на наличие т.н . "заклад о к ". Это не только активные передатчики или прочие шпионские штучки , хотя и это бывает , видимо . Самый простой случай - "лишние " проводники или провода , к-рые играют роль антенны . Хотя , в "больших " машинах встречалось , говорят , и серьезнее - например , в VAX, когда их завозили в Союз кружными путями (для оборонки ), были иногда в конденсаторах блока питания некие схемки , выдававшие в цепь питания миллисекундные импульсы в несколько сот вольт - возникал сбой , как минимум. Ну а п pоблемой защиты инфо pмации путем ее п pеоб pазования занимается к pиптология (kryptos - тайный , logos - наука ). К pиптология pазделяется на два нап pавления - к pиптог pафию и к pиптоанализ . Цели этих нап pавлений п pямо п pотивоположны. К pиптог pафия занимается поиском и исследованием математическ их методов п pеоб pазования инфо pмации. Сфе pа инте pесов к pиптоанализа - исследование возможности pасшиф pовывания инфо pмации без знания ключей. Сов pеменная к pиптог pафия включает в себя четы pе к pупных pаздела : Симмет pичные к pиптосистемы К pиптосис темы с отк pытым ключом Системы элект pонной подписи Системы уп pавления ключами. Основные нап pавления использования к pиптог pафических методов - пе pедача конфиденциальной инфо pмации по каналам связи (нап pиме p, элект pонная почта ), установлени е подлинности пе pедаваемых сообщений , х pанение инфо pмации (документов , баз данных ) на носителях в зашиф pованном виде . Итак , к pиптог pафия дает возможность п pеоб pазовать инфо pмацию таким об pазом , что ее п pочтение (восстановление ) возможно только п pи знании ключа. В качестве инфо pмации , подлежащей шиф pованию и дешиф pованию , будут pассмат pиваться тексты , пост pоенные на некото pом алфавите . Под этими те pминами понимается следующее : Алфавит - конечное множество используемых для коди pования инфо pмации знаков. Текст - упо pядоченный набо p из элементов алфавита . В качестве п pиме pов алфавитов , используемых в сов pеменных ИС можно п pивести следующие : * алфавит Z33 - 32 буквы pусского алфавита и п pобел ; * алфавит Z256 - символы , входящие в станда pтные коды ASCII и КОИ -8; * бина pный алфавит - Z2 = 0,1 ; * восьме pичный алфавит или шестнадцате pичный алфавит ; Шиф pование - п pеоб pазовательный п pоцесс : исходный текст , кото pый носит также название отк pытого текста , заменяется шиф pованным текстом . Дешиф pование - об pатный шиф pованию п pоцесс . На основе ключа шиф pованный текст п pеоб pазуется в исходный. Ключ - инфо pмация , необходимая для бесп pепятственного шиф pования и дешиф pования текстов. К pиптог pафическая система п pедставляет собой семейство T п pеоб pазований отк pытого тек ста . xлены этого семейства индекси pуются , или обозначаются символом k; па pамет p k является ключом . П pост pанство ключей K - это набо p возможных значений ключа . Обычно ключ п pедставляет собой последовательный pяд букв алфавита . К pиптосистемы pазделяются на симмет pичные и с отк pытым ключом . В симмет pичных к pиптосистемах и для шиф pования , и для дешиф pования используется один и тот же ключ. В системах с отк pытым ключом используются два ключа - отк pытый и зак pытый , кото pые математически связаны д pуг с д pугом. Инфо pмация шиф pуется с помощью отк pытого ключа , кото pый доступен всем желающим , а pасшиф pовывается с помощью зак pытого ключа , известного только получателю сообщения. Те pмины pасп pеделение ключей и уп pавление ключами относятся к п pоцессам системы об pаботк и инфо pмации , соде pжанием кото pых является составление и pасп pеделение ключей между пользователями . Элект pонной (циф pовой ) подписью называется п pисоединяемое к тексту его к pиптог pафическое п pеоб pазование , кото pое позволяет п pи получении текста д pугим пол ьзователем п pове pить авто pство и подлинность сообщения. К pиптостойкостью называется ха pакте pистика шиф pа , оп pеделяющая его стойкость к дешиф pованию без знания ключа (т.е . к pиптоанализу ). Имеется несколько показателей к pиптостойкости , с pеди кото pых : * ко личество всех возможных ключей ; * с pеднее в pемя , необходимое для к pиптоанализа. П pеоб pазование Tk оп pеделяется соответствующим алго pитмом и значением па pамет pа k. Эффективность шиф pования с целью защиты инфо pмации зависит от сох pанения тайны ключа и к pипт остойкости шиф pа . Т pебования к к pиптосистемам П pоцесс к pиптог pафического зак pытия данных может осуществляться как п pог pаммно , так и аппа pатно . Аппа pатная pеализация отличается существенно большей стоимостью , однако ей п pисущи и п pеимущества : высокая п p оизводительность , п pостота , защищенность и т.д . П pог pаммная pеализация более п pактична , допускает известную гибкость в использовании. Для сов pеменных к pиптог pафических систем защиты инфо pмации сфо pмули pованы следующие общеп pинятые т pебования : * зашиф pова нное сообщение должно поддаваться чтению только п pи наличии ключа ; * число опе pаций , необходимых для оп pеделения использованного ключа шиф pования по ф pагменту шиф pованного сообщения и соответствующего ему отк pытого текста , должно быть не меньше общего числа возможных ключей ; * число опе pаций , необходимых для pасшиф pовывания инфо pмации путем пе pебо pа всевозможных ключей должно иметь ст pогую нижнюю оценку и выходить за п pеделы возможностей сов pеменных компьюте pов (с учетом возможности использования сетев ых вычислений ); * знание алго pитма шиф pования не должно влиять на надежность защиты ; * незначительное изменение ключа должно п pиводить к существенному изменению вида зашиф pованного сообщения даже п pи использовании одного и того же ключа ; * ст pукту pные э лементы алго pитма шиф pования должны быть неизменными ; * дополнительные биты , вводимые в сообщение в п pоцессе шиф pования , должен быть полностью и надежно ск pыты в шиф pованном тексте ; * длина шиф pованного текста должна быть pавной длине исходного текста ; * не должно быть п pостых и легко устанавливаемых зависимостью между ключами , последовательно используемыми в п pоцессе шиф pования ; * любой ключ из множества возможных должен обеспечивать надежную защиту инфо pмации ; * алго pитм должен допускать как п pог pамм ную , так и аппа pатную pеализацию , п pи этом изменение длины ключа не должно вести к качественному ухудшению алго pитма шиф pования. Не будьте безразличны к той среде , где вы хотите отсосать знания. (c) Слепцов А.И. ГОСТ № 28147-89 Как всякое уважающее себ я государство , СССР имел свой стандарт шифрования . Этот стандарт закреплен ГОСТом № 28147-89, принятом , как явствует из его обозначения , еще в 1989 году в СССР . Однако , без сомнения , история этого шифра гораздо более давняя . Стандарт родился предположит е льно в недрах восьмого главного управления КГБ СССР , преобразованного ныне в ФАПСИ . В те времена он имел гриф “Сов . секретно” , позже гриф был изменен на “секретно” , затем снят совсем . Мой же экземпляр описания алгоритма ГОСТ № 28147-89 был взят из книги С песивцева А.В . “Защита инфо pмации в пе pсональных ЭВМ” , М ., Радио и связь , 1992. К сожалению , в отличие от самого стандарта , история его создания и критерии проектирования шифра до сих пор остаются тайной за семью печатями. Возможное использование ГОСТа в собственных разработках ставит ряд вопросов . Вопрос первый – нет ли юридических препятствий для этого . Ответ здесь простой – таких препятствий нет и все могут свободно использовать ГОСТ , он не запатентован , следовательно , не у кого спрашивать разрешени я . Более того , все мы имем на это полное моральное право как наследники тех , кто оплатил разработку стандарта из своего кармана , – прежде всего я имею ввиду ваших родителей . На известный указ Президента России № 334 от 03.04.95 и соответствующие постановл е ния правительства РФ , которые ничего нового не вносят в эту картину , мы вообще можем смело забить , так как щас мы незалежн i й самост iйн i, та не повинн i виконувати закони , шо ц iлком стосуються “клятих москал iв” Хотя они формально и запрещают разработку с и стем , содержащих средства криптозащиты юридическими и физическими лицами , не имеющими лицензии на этот вид деятельности , но реально указ распространяется лишь на случай государственных секретов , данных , составляющих банковскую тайну и т.п ., словом , он дей с твует только там , где нужна бумажка , что “данные защищены” . Что же касается Украинского законодательства , то тута , в отличие от России , вообще мрак . Теоретически , конечно , можно предположить , что есть какие-то законы в оном направлении , но , в частности, на официальном сервере правительства Украины – www.rada.kiev.ua про них абсолютно ничего не сказано , кроме как “Извините , страничка under construction!” Да и какой смысл пытаться секретить то , что уже давно ни для кого не является секретом , и про что можно запросто прочитать как где-нибудь в Интернете , так и в обычной книжке , коих теперь валом… Хорошо , с прав омочностью применения ГОСТа разобрались , теперь остановимся на вопросе целесообразности – прежде всего , можем ли мы доверять этому порождению мрачной Лубянки , не встроили ли товарищи чекисты лазеек в алгоритмы шифрования ? Это весьма маловероятно , так как ГОСТ создавался в те времена , когда было немыслимо его использование за пределами государственных режимных объектов . С другой стороны , стойкость криптографического алгоритма нельзя подтвердить , ее можно только опровергнуть взломом . Поэтому , чем старше а л горитм , тем больше шансов на то , что , если уж он не взломан до сих пор , он не будет взломан и в ближайшем обозримом будущем . В этом свете все разговоры о последних “оригинальных разработках” “талантливых ребят” в принципе не могут быть серьезными – кажды й шифр должен выдержать проверку временем . Но ведь шифров , выдержавших подобную проверку , заведомо больше одного – кроме ГОСТа ведь есть еще и DES, его старший американский братец , есть и другие шифры . Почему тогда ГОСТ ? Конечно , во многом это дело личн ы х пристрастий , но надо помнить еще и о том , что ГОСТ по большинству параметров превосходит все эти алгоритмы , в том числе и DES. Вам интересно , о каких это параметров идет речь ? Дал i буде. Получается код , где все разряды - нули , а один из них - единица. (c) Ладыженский Ю.В. Описание метода Описание стандарта шифрования данных содержится в очень интересном документе , озаглавленном “Алгоритм криптографического преобразования данных ГОСТ 28147-89” . То , что в его названии вместо термина “шифрование” фигури рует более общее понятие “ криптографическое преобразование ” , вовсе не случайно . Помимо нескольких тесно связанных между собой процедур шифрования , в документе описан один построенный на общих принципах с ними алгоритм выработки имитовставки . Последняя яв ляется не чем иным , как криптографической контрольной комбинацией , то есть кодом , вырабатываемым из исходных данных с использованием секретного ключа с целью имитозащиты , или защиты данных от внесения в них несанкционированных изменений. На различных шага х алгоритмов ГОСТа данные , которыми они оперируют , интерпретируются и используются различным образом . В некоторых случаях элементы данных обрабатываются как массивы независимых битов , в других случаях – как целое число без знака , в третьих – как имеющий с труктуру сложный элемент , состоящий из нескольких более простых элементов . Поэтому во избежание путаницы следует договориться об используемых обозначениях. Элементы данных в данной статье обозначаются заглавными латинскими буквами с наклонным начертанием (например , X ). Через | X | обозначается размер элемента данных X в битах . Таким образом , если интерпретировать элемент данных X как целое неотрицательное число , можно записать следующее неравенство : 0 я X <2 | X | . Если элемент данных состоит из нескольких эле ментов меньшего размера , то этот факт обозначается следующим образом : X = ( X 0 , X 1 , ..., X n -1 ) = X 0 || X 1 ||...|| X n -1 . Процедура объединения нескольких элементов данных в один называется конкатенацией данных и обозначается символом ||. Естественно , для разме ров элементов данных должно выполняться следующее соотношение : | X |=| X 0 |+| X 1 |+...+| X n -1 |. При задании сложных элементов данных и операции конкатенации составляющие элементы данных перечисляются в порядке возрастания старшинства . Иными словами , если интерп ретировать составной элемент и все входящие в него элементы данных как целые числа без знака , то можно записать следующее равенство : В алгоритме элемент данных может и нтерпретироваться как массив отдельных битов , в этом случае биты обозначаем той же самой буквой , что и массив , но в строчном варианте , как показано на следующем примере : X = ( x 0 , x 1 , ..., x n – 1 ) = x 0 +2 1 · x 1 +...+2 n – 1 · x n – 1 . Если над элементами данных выполняе тся некоторая операция , имеющая логический смысл , то предполагается , что данная операция выполняется над соответствующими битами элементов . Иными словами A • B =( a 0 • b 0 , a 1 • b 1 ,..., a n -1 • b n -1 ), где n =| A |=| B |, а символом “• ” обозначается произвольная бинарная л огическая операция ; как правило , имеется ввиду операция исключающего или , она же – операция суммирования по модулю 2: a я b = ( a я b ) mod 2. Логика построения шифра и структура ключевой информации ГОСТа. Если внимательно изучить ори гинал ГОСТа 28147 – 89, можно заметить , что в нем содержится описание алгоритмов нескольких уровней . На самом верхнем находятся практические алгоритмы , предназначенные для шифрования массивов данных и выработки для них имитовставки . Все они опираются на т р и алгоритма низшего уровня , называемые в тексте ГОСТа циклами . Эти фундаментальные алгоритмы упоминаются в данной статье как базовые циклы , чтобы отличать их от всех прочих циклов . Они имеют следующие названия и обозначения , последние приведены в скобках и смысл их будет объяснен позже : · цикл зашифрования (32-З ); · цикл расшифрования (32-Р ); · цикл выработки имитовставки (16-З ). В свою очередь , каждый из базовых циклов представляет собой многократное повторение одной единственной процедуры , называем ой для определенности далее в настоящей работе основным шагом криптопреобразования . Таким образом , чтобы разобраться в ГОСТе , надо понять три следующие вещи : а ) что такое основной шаг криптопреобразования ; б ) как из основных шагов складываются базовые цик лы ; в ) как из трех базовых циклов складываются все практические алгоритмы ГОСТа. Прежде чем перейти к изучению этих вопросов , следует поговорить о ключевой информации , используемой алгоритмами ГОСТа . В соответствии с принципом Кирхгофа , которому удовлетв оряют все современные известные широкой общественности шифры , именно ее секретность обеспечивает секретность зашифрованного сообщения . В ГОСТе ключевая информация состоит из двух структур данных . Помимо собственно ключа , необходимого для всех шифров , она содержит еще и таблицу замен . Ниже приведены основные характеристики ключевых структур ГОСТа. 1. Ключ является массивом из восьми 32-битных элементов кода , далее в настоящей работе он обозначается символом К : . В ГОСТе элементы ключа используются как 32-разрядные целые числа без знака : . Таким образом , размер ключа составляет 32· 8=256 бит или 32 байта. 2. Таблица замен является матрицей 8 16, содержащей 4-битовые элементы , которые можно представить в в иде целых чисел от 0 до 15. Строки таблицы замен называются узлами замен , они должны содержать различные значения , то есть каждый узел замен должен содержать 16 различных чисел от 0 до 15 в произвольном порядке . В настоящей статье таблица замен обозначае тся символом H : . Таким образом , общий объем таблицы замен равен : 8 узлов 16 элементов /узел 4 бита /элем ент = 512 бит или 64 байта. Основной шаг криптопреобразования. Основной шаг криптопреобразования по своей сути является оператором , определяющим преобразование 64-битового блока данных . Дополнительным параметром этого оператора я вляется 32-битовый блок , в качестве которого используется какой-либо элемент ключа . Схема алгоритма основного шага приведена на рисунке 1. Ниже даны пояснения к алгоритму основного шага : Ш'4fа'61г'61 0. Определяет исходные данные для основного шага криптопре образования : · N – преобразуемый 64-битовый блок данных , в ходе выполнения шага его младшая ( N 1 ) и старшая ( N 2 ) части обрабатываются как отдельные 32-битовые целые числа без знака . Таким образом , можно записать N = ( N 1 , N 2 ). · X – 32-битовый элемент ключа ; Ш'4fа'61г'61 1. Сложение с ключом . Младшая половина преобразуемого блока складывается по модулю 2 32 с используемым на шаге элементом ключа , результат передается на следующий шаг ; Ш'4fа'61г'61 2. Поблочная замена . 32-битовое значение , полученное на предыдущем ша ге , интерпретируется как массив из восьми 4-битовых блоков кода : S = ( S 0 , S 1 , S 2 , S 3 , S 4 , S 5 , S 6 , S 7 ). Далее значение каждого из восьми блоков заменяется на новое , которое выбирается по таблице замен следующим образом : значение блока S i заменяется на S i -тый по поря дку элемент (нумерация с нуля ) i -того узла замен (т.е . i -той строки таблицы замен , нумерация также с нуля ). Другими словами , в качестве замены для значения блока выбирается элемент из таблицы замен с номером строки , равным номеру заменяемого блока , и номе ром столбца , равным значению заменяемого блока как 4-битового целого неотрицательного числа . Теперь становится понятным размер таблицы замен : число строк в ней равно числу 4-битных элементов в 32-битном блоке данных , то есть восьми , а число столбцов равн о числу различных значений 4-битного блока данных , равному как известно 2 4 , шестнадцати. Рис . 1. Схема основного шага криптопреобразования алгоритма ГОСТ 28147-89. Ш'4fа'61г'61 0. Циклический сдвиг на 11 бит влево . Результат предыдущего шага сдвигается циклически на 11 бит в сторону старших разрядов и передается на следующий шаг . На схеме алгоритма символом я 11 обозначена функция циклического сдвига своего аргумента на 11 бит в сторону старших разрядов. Ш'4fа'61г'61 1. Побитовое сложение : значение , полученное на шаге 3, побитно складывается по модулю 2 со старшей половиной преобразуемого блока. Ш'4fа'61г'61 2. Сдвиг по цепочке : младшая часть преобразуемого блока сдвигается на мес то старшей , а на ее место помещается результат выполнения предыдущего шага. Ш'4fа'61г'61 3. Полученное значение преобразуемого блока возвращается как результат выполнения алгоритма основного шага криптопреобразования. Базовые циклы криптографичес ких преобразований. Как отмечено в начале настоящей статьи , ГОСТ относится к классу блочных шифров , то есть единицей обработки информации в нем является блок данных . Следовательно , вполне логично ожидать , что в нем будут определены алгоритмы для криптографических преобразований , то есть для зашифрования , расшифрования и “учета” в контрольной комбинации одного блока данных . Именно эти алгоритмы и называются базовыми циклами ГОСТа , что подчеркивает их фундаментальное значение для построения эт ого шифра. Базовые циклы построены из основных шагов криптографического преобразования , рассмотренного в предыдущем разделе . В процессе выполнения основного шага используется только один элемент ключа , в то время как ключ ГОСТ содержит восемь таких элеме нтов . Следовательно , чтобы ключ был использован полностью , каждый из базовых циклов должен многократно выполнять основной шаг с различными его элементами . Вместе с тем кажется вполне естественным , что в каждом базовом цикле все элементы ключа должны быт ь использованы одинаковое число раз , по соображениям стойкости шифра это число должно быть больше одного. Все сделанные выше предположения , опирающиеся просто на здравый смысл , оказались верными . Базовые циклы заключаются в многократном выполнении основно го шага с использованием разных элементов ключа и отличаются друг от друга только числом повторения шага и порядком использования ключевых элементов . Ниже приведен этот порядок для различных циклов. 1. Цикл зашифрования 32-З : K 0 , K 1 , K 2 , K 3 , K 4 , K 5 , K 6 , K 7 , K 0 , K 1 , K 2 , K 3 , K 4 , K 5 , K 6 , K 7 , K 0 , K 1 , K 2 , K 3 , K 4 , K 5 , K 6 , K 7 , K 7 , K 6 , K 5 , K 4 , K 3 , K 2 , K 1 , K 0 . 2. Цикл расшифрования 32-Р : K 0 , K 1 , K 2 , K 3 , K 4 , K 5 , K 6 , K 7 , K 7 , K 6 , K 5 , K 4 , K 3 , K 2 , K 1 , K 0 , K 7 , K 6 , K 5 , K 4 , K 3 , K 2 , K 1 , K 0 , K 7 , K 6 , K 5 , K 4 , K 3 , K 2 , K 1 , K 0 . 3. Цикл выработки имитовставки 16-З : K 0 , K 1 , K 2 , K 3 , K 4 , K 5 , K 6 , K 7 , K 0 , K 1 , K 2 , K 3 , K 4 , K 5 , K 6 , K 7 . Каждый из циклов имеет собственное буквенно-цифровое обозначение , соответствующее шаблону “ n-X” , где первый элемент обозначения ( n ), задает число повторений основного шага в цикле , а второй элемент обозначения ( X ), буква , задает порядок зашифрования (“З” ) или расшифрования (“Р” ) в использовании ключевых элементов . Этот порядок нуждается в дополнительном пояснении : Цикл расшифрования должен быть обратным циклу зашифрования , то есть последовательное применение этих двух циклов к произвольному блоку должно дать в итоге исходный блок , что отражается следующим соотношением : Ц 32-Р ( Ц 32-З ( T )) = T , где T – произвольный 64-битный блок данных , Ц X ( T ) – результат выполнения цикла X над блоком данных T . Для выполнения этого условия для алгорит мов , подобных ГОСТу , необходимо и достаточно , чтобы порядок использования ключевых элементов соответствующими циклами был взаимно обратным . В справедливости записанного условия для рассматриваемого случая легко убедиться , сравнив приведенные выше последо в ательности для циклов 32- З и 32-Р . Из сказанного вытекает одно интересное следствие : свойство цикла быть обратным другому циклу является взаимным , то есть цикл 32-З является обратным по отношению к циклу 32-Р . Другими словами , зашифрование блока данных т еоретически может быть выполнено с помощью цикла расшифрования , в этом случае расшифрование блока данных должно быть выполнено циклом зашифрования . Из двух взаимно обратных циклов любой может быть использован для зашифрования , тогда второй должен быть ис п ользован для расшифрования данных , однако стандарт ГОСТ 28147-89 закрепляет роли за циклами и не предоставляет пользователю права выбора в этом вопросе. Рис . 2а . Схема цикла зашифрования 32-З. Рис . 2б . Схема цикла расшифрования 32-Р. Цикл выработки имитовставки вдвое короче циклов шифрования , порядок использования ключевых элементов в нем такой же , как в первых 16 шагах цикла зашифрования , в чем нетрудно убедиться , рассмотрев приведенные выше последовательности , поэтому этот порядок в обозначении цикла кодируется той же самой буквой “З”. Рис . 2в . Схема цикла выработки имитовставки 16-З. Схемы базовых циклов приведены на рисунках 2а-в . Каждый из них принимает в качестве аргумента и возвращает в качестве результата 64-битный блок данных , обозначенный н а схемах N . Символ Ш аг ( N , X ) обозначает выполнение основного шага криптопреобразования для блока N с использованием ключевого элемента X . Между циклами шифрования и вычисления имитовставки есть еще одно отличие , не упомянутое выше : в конце базовых циклов шифрования старшая и младшая часть блока результата меняются местами , это необходимо для их взаимной обратимости. Основные режимы шифрования. ГОСТ 28147-89 предусматривает три следующих режима шифрования данных : · простая замена, · гаммирование, · гаммирование с обратной связью, и один дополнительный режим выработки имитовставки. В любом из этих режимов данные обрабатываются блоками по 64 бита , на которые разбивается массив , подвергаемый криптографическому преобразованию , им енно поэтому ГОСТ относится к блочным шифрам . Однако в двух режимах гаммирования есть возможность обработки неполного блока данных размером меньше 8 байт , что существенно при шифровании массивов данных с произвольным размером , который может быть не кратн ы м 8 байтам. Прежде чем перейти к рассмотрению конкретных алгоритмов криптографических преобразований , необходимо пояснить обозначения , используемые на схемах в следующих разделах : T о , T ш – массивы соответственно открытых и зашифрованных данных ; , – i -тые по порядку 64-битные блоки соответственно открытых и зашифрованных данных : , , яя i я n , последний блок может быть неполным : ; n – число 64-битных блоков в массиве данных ; Ц X – функция преобразования 64-битного блока данных по алгоритму базового цикла “ X” ; Теперь опишем основные режимы шифрования : Простая замена. Зашифрование в данном режиме заключается в применении цикла 32-З к блокам открытых данных , расшифрование – цикла 32-Р к блокам зашифрованных данных . Это наиболее простой из режимов , 64-битовые блоки данных обрабатываются в нем независимо друг от друга . Схемы алгори т мов зашифрования и расшифрования в режиме простой замены приведены на рисунках 3а и б соответственно , они тривиальны и не нуждаются в комментариях. Размер массива открытых или зашифрованных данных , подвергающийся соответственно зашифрованию или расшифрован ию , должен быть кратен 64 битам : | T о | = | T ш | =64· n , после выполнения операции размер полученного массива данных не изменяется. Рис . 3а . Алгоритм зашифрования данных в режиме простой замены. Рис . 3б . Алгоритм расшифрования данных в режиме п ростой замены. Режим шифрования простой заменой имеет следующие особенности : 1. Так как блоки данных шифруются независимо друг от друга и от их позиции в массиве , при зашифровании двух одинаковых блоков открытого текста получаются одинаковые блоки шифроте кста и наоборот . Отмеченное свойство позволит криптоаналитику сделать заключение о тождественности блоков исходных данных , если в массиве зашифрованных данных ему встретились идентичные блоки , что является недопустимым для серьезного шифра. 2. Если длина шифруемого массива данных не кратна 8 байтам или 64 битам , возникает проблема , чем и как дополнять последний неполный блок данных массива до полных 64 бит . Эта задача не так проста , как кажется на первый взгляд , поскольку очевидные решения типа “дополни т ь неполный блок нулевыми битами” или , более обще , “дополнить неполный блок фиксированной комбинацией нулевых и единичных битов” могут при определенных условиях дать в руки криптоаналитика возможность методами перебора определить содержимое этого самого не п олного блока , и этот факт означает снижение стойкости шифра . Кроме того , длина шифротекста при этом изменится , увеличившись до ближайшего целого , кратного 64 битам , что часто бывает нежелательным. На первый взгляд , перечисленные выше особенности делают п рактически невозможным использование режима простой замены , ведь он может применяться только для шифрования массивов данных с размером кратным 64 битам , не содержащим повторяющихся 64-битных блоков . Кажется , что для любых реальных данных гарантировать вы п олнение указанных условий невозможно . Это почти так , но есть одно очень важное исключение : вспомните , что размер ключа составляет 32 байта , а размер таблицы замен – 64 байта . Кроме того , наличие повторяющихся 8-байтовых блоков в ключе или таблице замен б удет говорить об их весьма плохом качестве , поэтому в реальных ключевых элементах такого повторения быть не может . Таким образом мы выяснили , что режим простой замены вполне подходит для шифрования ключевой информации , тем более , что прочие режимы для эт о й цели менее удобны , поскольку требуют наличия дополнительного синхронизирующего элемента данных – синхропосылки (см . следующий раздел ). Наша догадка верна , ГОСТ предписывает использовать режим простой замены исключительно для шифрования ключевых данных. Гаммирование. Как же можно избавиться от недостатков режима простой замены ? Для этого не обходимо сделать возможным шифрование блоков с размером менее 64 бит и обеспечить зависимость блока шифротекста от его номера , иными словами , рандомизировать проце сс шифрования . В ГОСТе это достигается двумя различными способами в двух режимах шифрования , предусматривающих гаммирование . Гаммирование – это наложение (снятие ) на открытые (зашифрованные ) данные криптографической гаммы , то есть последовательности элем ентов данных , вырабатываемых с помощью некоторого криптографического алгоритма , для получения зашифрованных (открытых ) данных . Для наложения гаммы при зашифровании и ее снятия при расшифровании должны использоваться взаимно обратные бинарные операции , на п ример , сложение и вычитание по модулю 2 64 для 64-битных блоков данных . В ГОСТе для этой цели используется операция побитного сложения по модулю 2, поскольку она является обратной самой себе и к тому же наиболее просто реализуется . Гаммирование решает обе упомянутые проблемы ; во первых , все элементы гаммы различны для реальных шифруемых массивов и , следовательно , результат зашифрования даже двух одинаковых блоков в одном массиве данных будет различным . Во вторых , хотя элементы гаммы и вырабатываются один а ковыми порциями в 64 бита , использоваться может и часть такого блока с размером , равным размеру шифруемого блока. Теперь перейдем непосредственно к описанию режима гаммирования . Гамма для этого режима получается следующим образом : с помощью некоторого ал горитмического рекуррентного генератора последовательности чисел (РГПЧ ) вырабатываются 64-битные блоки данных , которые далее подвергаются преобразованию по циклу 32-З , то есть зашифрованию в режиме простой замены , в результате получаются блоки гаммы . Бла г одаря тому , что наложение и снятие гаммы осуществляется при помощи одной и той же операции побитового исключающего или , алгоритмы зашифрования и расшифрования в режиме гаммирования идентичны , их общая схема приведена на рисунке 5. РГПЧ , используемый для в ыработки гаммы , является рекуррентной функцией : я i +1 = f ( я i ), где я i – элементы рекуррентной последовательности , f – функция преобразования . Следовательно , неизбежно возникает вопрос о его инициализации , то есть об элементе я 0 . В действительности , этот эле мент данных является параметром алгоритма для режимов гаммирования , на схемах он обозначен как S , и называется в криптографии синхропосылкой , а в нашем ГОСТе – начальным заполнением одного из регистров шифрователя . По определенным соображениям разработчик и ГОСТа решили использовать для инициализации РГПЧ не непосредственно синхропосылку , а результат ее преобразования по циклу 32-З : я 0 = Ц 32-З ( S ). Последовательность элементов , вырабатываемых РГПЧ , целиком зависит от его начального заполнения , то есть элемент ы этой последовательности являются функцией своего номера и начального заполнения РГПЧ : я i = f i ( я 0 ), где f i ( X )= f ( f i – 1 ( X )), f 0 ( X )= X . С учетом преобразования по алгоритму простой замены добавляется еще и зависимость от ключа : Г i = Ц 32-З ( я i )= Ц 32-З ( f i ( я 0 ))= Ц 32-З ( f i ( Ц 32-З ( S )))= я i ( S , K ), где Г i – i -тый элемент гаммы , K – ключ. Таким образом , последовательность элементов гаммы для использования в режиме гаммирования однозначно определяется ключевыми данными и синхропосылкой . Естественно , для обратимости процедуры шиф рования в процессах за - и расшифрования должна использоваться одна и та же синхропосылка . Из требования уникальности гаммы , невыполнение которого приводит к катастрофическому снижению стойкости шифра , следует , что для шифрования двух различных массивов д а нных на одном ключе необходимо обеспечить использование различных синхропосылок . Это приводит к необходимости хранить или передавать синхропосылку по каналам связи вместе с зашифрованными данными , хотя в отдельных особых случаях она может быть предопреде л ена или вычисляться особым образом , если исключается шифрование двух массивов на одном ключе. Теперь подробно рассмотрим РГПЧ , используемый в ГОСТе для генерации элементов гаммы . Прежде всего надо отметить , что к нему не предъявляются требования обеспече ния каких-либо статистических характеристик вырабатываемой последователь ности чисел . РГПЧ спроектирован разработчиками ГОСТа исходя из необходимости выполнения следующих условий : · период повторения последовательности чисел , вырабатываемой РГПЧ , не дол жен сильно (в процентном отношении ) отличаться от максимально возможного при заданном размере блока значения 2 64 ; · соседние значения , вырабатываемые РГПЧ , должны отличаться друг от друга в каждом байте , иначе задача криптоаналитика будет упрощена ; · РГП Ч должен быть достаточно просто реализуем как аппаратно , так и программно на наиболее распространенных типах процессоров , большинство из которых , как известно , имеют разрядность 32 бита. Исходя из перечисленных принципов создатели ГОСТа спроектировали вес ьма удачный РГПЧ , имеющий следующие характеристики : · в 64-битовом блоке старшая и младшая части обрабатываются независимо друг от друга : , фактически , существуют два независимых РГПЧ для старшей и младшей частей блока. · рекуррентные соотношения для старшей и младшей частей следующие : , где C 1 =1010101 16 ; , где C 2 =1010104 16 ; Нижний индекс в записи числа означает его систему счисления , таким образо м , константы , используемые на данном шаге , записаны в 16-ричной системе счисления. Второе выражение нуждается в комментариях , так как в тексте ГОСТа приведено нечто другое : , с тем же значением константы C 2 . Но далее в тексте стандарта дается комментарий , что , оказывается , под операцией взятия остатка по модулю 2 32 – 1 там понимается не то же самое , что и в математике . Отличие заключается в том , что согласно ГОСТу (2 32 – 1) mod (2 32 – 1)=(2 32 – 1), а не 0. На самом деле , это упрощает реализацию формулы , а математически корректное выражение для нее приведено выше. · период повторения последовательности для младшей части составляет 2 32 , для старшей части 2 32 – 1, для всей последова тельности период составляет 2 32 я (2 32 – 1), доказательство этого факта , весьма несложное , получите сами . Первая формула из двух реализуется за одну команду , вторая , несмотря на ее кажущуюся громоздкость , за две команды на всех современных 32-разрядных процес сорах. Схема алгоритма шифрования в режиме гаммирования приведена на рисунке 4, ниже изложены пояснения к схеме : Рис . 4. Алгоритм зашифрования (расшифрования ) данных в режиме гаммирования. Ш'4fа'61г'61 0. Определяет исходные данные для основного шага криптопреобразования : · T о (ш ) – массив открытых (зашифрованных ) данных произвольного размера , подвергаемый процедуре зашифрования (расшифрования ), по ходу процедуры массив под вергается преобразованию порциями по 64 бита ; · S – синхропосылка , 64-битный элемент данных , необходимый для инициализации генератора гаммы ; Ш'4fа'61г'61 1. Начальное преобразование синхропосылки , выполняемое для ее “рандомизации” , то есть для устранения стат истических закономерностей , присутствующих в ней , результат используется как начальное заполнение РГПЧ ; Ш'4fа'61г'61 2. Один шаг работы РГПЧ , реализующий его рекуррентный алгоритм . В ходе данного шага старшая ( S 1 ) и младшая ( S 0 ) части последовательности данны х вырабатываются независимо друг от друга ; Ш'4fа'61г'61 3. Гаммирование . Очередной 64-битный элемент , выработанный РГПЧ , подвергается процедуре зашифрования по циклу 32 – З , результат используется как элемент гаммы для зашифрования (расшифрования ) очередного бл ока открытых (зашифрованных ) данных того же размера. Ш'4fа'61г'61 4. Результат работы алгоритма – зашифрованный (расшифрованный ) массив данных. Ниже перечислены особенности гаммирования как режима шифрования. 1. Одинаковые блоки в открытом массиве данных даду т при зашифровании различные блоки шифротекста , что позволит скрыть факт их идентичности. 2. Поскольку наложение гаммы выполняется побитно , шифрование неполного блока данных легко выполнимо как шифрование битов этого неполного блока , для чего используется соответствующие биты блока гаммы . Так , для зашифрования неполного блока в 1 бит можно использовать любой бит из блока гаммы. 3. Синхропосылка , использованная при зашифровании , каким-то образом должна быть передана для использования при расшифровании . Это может быть достигнуто следующими путями : · хранить или передавать синхропосылку вместе с зашифрованным массивом данных , что приведет к увеличению размера массива данных при зашифровании на размер синхропосылки , то есть на 8 байт ; · использовать предо пределенное значение синхропосылки или вырабатывать ее синхронно источником и приемником по определенному закону , в этом случае изменение размера передаваемого или хранимого массива данных отсутствует ; Оба способа дополняют друг друга , и в тех редких случ аях , где не работает первый , наиболее употребительный из них , может быть использован второй , более экзотический . Второй способ имеет гораздо меньшее применение , поскольку сделать синхропосылку предопределенной можно только в том случае , если на данном ко м плекте ключевой информации шифруется заведомо не более одного массива данных , что бывает в редких случаях . Генерировать синхропосылку синхронно у источника и получателя массива данных также не всегда представляется возможным , поскольку требует жесткой пр и вязки к чему-либо в системе . Так , здравая на первый взгляд идея использовать в качестве синхропосылки в системе передачи зашифрованных сообщений номер передаваемого сообщения не подходит , поскольку сообщение может потеряться и не дойти до адресата , в это м случае произойдет десинхронизация систем шифрования источника и приемника . Поэтому в рассмотренном случае нет альтернативы передаче синхропосылки вместе с зашифрованным сообщением. С другой стороны , можно привести и обратный пример . Допустим , шифровани е данных используется для защиты информации на диске , и реализовано оно на низком уровне , для обеспечения независимого доступа данные шифруются по секторам . В этом случае невозможно хранить синхропосылку вместе с зашифрованными данными , поскольку размер с ектора нельзя изменить , однако ее можно вычислять как некоторую функцию от номера считывающей головки диска , номера дорожки (цилиндра ) и номера сектора на дорожке . В этом случае синхропосылка привязывается к положению сектора на диске , которое вряд ли мо ж ет измениться без переформатирования диска , то есть без уничтожения данных на нем. Режим гаммирования имеет еще одну интересную особенность . В этом режиме биты массива данных шифруются независимо друг от друга . Таким образом , каждый бит шифротекста зави сит от соответствующего бита открытого текста и , естественно , порядкового номера бита в массиве : . Из этого вытекает , что изменение бита шифротекста на противоположное значение приведет к аналогичному изменению бита открытого текста на противоположный : , где обозначает инвертированное по отношению к t значение бита ( ). Данное свойство дает злоумышленнику возможность воздействуя на биты шифротекста вносить предск азуемые и даже целенаправленные изменения в соответствующий открытый текст , получаемый после его расшифрования , не обладая при этом секретным ключом . Это иллюстрирует хорошо известный в криптологии факт , что “секретность и аутентичность суть различные сво йства шифров” . Иными словами , свойства шифров обеспечивать защиту от несанкционированного ознакомления с содержимым сообщения и от несанкционированного внесения изменений в сообщение являются независимыми и лишь в отдельных случаях могут пересекаться . Ск азанное означает , что существуют криптографические алгоритмы , обеспечивающие определенную секретность зашифрованных данных и при этом никак не защищающие от внесения изменений и наоборот , обеспечивающие аутентичность данных и никак не ограничивающие возмо ж ность ознакомления с ними . По этой причине рассматриваемое свойство режима гаммирования не должно рассматриваться как его недостаток. Гаммирование с обратной связью. Данный режим очень похож на режим гаммирования и отличается от него только способом выр аботки элементов гаммы – очередной элемент гаммы вырабатывается как результат преобразования по циклу 32-З предыдущего блока зашифрованных данных , а для зашифрования первого блока массива данных элемент гаммы вырабатывается как результат преобразования по тому же циклу синхропосылки . Этим достигается зацепление блоков – каждый блок шифротекста в этом режиме зависит от соответствующего и всех предыдущих блоков открытого текста . Поэтому данный режим иногда называется гаммированием с зацеплением блоков . На стойкость шифра факт зацепления блоков не оказывает никакого влияния. Рис . 5. Алгоритм зашифрования (расшифрования ) данных в режиме гаммирования с обратной связью. Сх ема алгоритмов за - и расшифрования в режиме гаммирования с обратной связью приведена на рисунке 5 и ввиду своей простоты в комментариях не нуждается. Шифрование в режиме гаммирования с обратной связью обладает теми же особенностями , что и шифрование в режи ме обычного гаммирования , за исключением влияния искажений шифротекста на соответствующий открытый текст . Для сравнения запишем функции расшифрования блока для обоих упомянутых режимов : , гаммирование ; , гаммирование с обратной связью ; Если в режиме обычного гаммирования изменения в определенных битах шифротекста влияют только на соот ветствующие биты открытого текста , то в режиме гаммирования с обратной связью картина несколько сложнее . Как видно из соответствующего уравнения , при расшифровании блока данных в режиме гаммирования с обратной связью , блок открытых данных зависит от соот в етствующего 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 буду т 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 о ткрытых 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 искаженны м и 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 ? Н и 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 обна р ужение 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 о б разов , 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 достоинс т во. Рис . 6. Алгоритм выработки имитовставки для массива данных. Для решения задачи обнаружения искажений в зашифрованном массиве данных с заданной вероятностью в ГОСТ е предусмотрен дополнительный режим криптографичес кого преобразования – выработка имитовставки . Имитовставка – это контрольная ком бинация , зависящая от открытых данных и секретной ключевой информации . Целью использования ими товставки является обнаруж е ние 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 прак т ически неразрешимы , если он не владеет ключевой информацией : · вычисление имитовставки для заданного открытого массива информации ; · подбор открытых данных под заданную имитовставку ; Схема алгоритма выработки имитовставки приведена на рисунке 6. В качес тве имитовставки берется часть блока , полученного на выходе , обычно 32 его младших бита . При выборе размера имито вставки надо принимать во внимание , что вероятность успешного навязывания ложных данных равна величине 2 – | И | на одну попытку подбора . При ис пользовании имитовставки размером 32 бита эта вероятность равна 2 – 32 я 0.23· 10 – 9 . Криптографическая стойкость ГОСТа. При выборе криптографического алгоритма для использования в конкретной разработке одним из определяющих факторо в 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 у п отребительные 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 прак т ическую 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 меньш е й 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 любы х выбранных им открытых данных соответствующие зашифрованные данные – в зависимости от перечисленных и многих других неуказанных условий различают отдельные виды криптоанализа. Все современные криптосистемы построены по принципу Кирхгоффа , то есть секретно сть 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 . Яс н о , что стойкость таких шифров определяется размером используемого в них ключа. В шифре ГОСТ используется 256-битовый ключ и объем ключевого пространства составляет 2 256 . Ни на одной из существующих в настоящее время или предполагаемых к реализации в неда леком 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 б и т и объемом ключевого пространства всего 2 56 . 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 “р одственником” 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 осно в е 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 отн о сится ГОСТ , лежит далеко за пределами темы настоящей статьи , все же стоит сказать несколько слов по ее поводу. Алгоритмы “основных шагов криптопреобра зования” 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 п обитного 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 : | N 1 |=| N 2 |=| X | , в ГОСТе и DESе они равны 32 битам . Если применить сказанное к схеме основного шага алгоритма ГОСТ , станет очевидным , ч то 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 D E Sа , 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 чрезвыч а йно 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 дост и гает 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 ст о роны 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 . Д ля 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 дост аточным 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 пров е рки 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 сл а быми , 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 сооб ражения : 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 стой кости 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 , отлич а ющейся 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 криптостойк о стью , 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 статистичес к ими 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 гора здо 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 в ы сокой 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 . Необход и мо , 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 в озможной 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 таблиц ы 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 ш е стнадцати 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 перестановка ми 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 ста т ье , однако в самом факте убедиться несложно . Для этого достаточно , используя демонстрационную программу шифрования файлов данных , прилагающуюся к настоящей статье , зашифровать а затем расшифровать файл данных , использовав для этой процедуры “неполноценну ю ” таблицу замен , узлы которой содержат повторяющиеся значения. Если вы разрабатываете программы , использующие криптографические алгоритмы , вам необходимо позаботиться об утилитах , вырабатывающих ключевую информацию , а для таких утилит необходим источник с лучайных чисел (СЧ ) высокого статистического качества и криптостойкости . Наилучшим подходом здесь было бы использование аппаратных датчиков СЧ , однако это не всегда приемлемо по экономическим соображениям . В качестве разумной альтернативы возможно (и оч е нь широко распространено ) использование различных программных датчиков СЧ . При генерации небольшого по объему массива ключевой информации широко применяется метод “электронной рулетки” , когда очередная получаемая с такого датчика порция случайных битов з а висит от момента времени нажатия оператором некоторой клавиши на клавиатуре компьютера. Этот подход использован в программе генерации одного ключа , исходный текст которой на языке Си с ассемблерными вкраплениями прилагается к настоящей статье в файле make 1key.c. Для выработки случайных чисел из заданного диапазона используется канал 2 системного таймера , информация считывается с него при нажатии оператором какой-либо клавиши на клавиатуре дисплея . За одно нажатие генерируется один байт ключа и на экран в ыводится точка . Чтобы было невозможно генерировать байты ключа удержанием клавиши в нажатом состоянии , между циклами генерации введена временная задержка и в начале каждого цикла проверяется , было ли во время паузы нажатие клавиши . Если таковое имело ме с то , выдается звуковой сигнал и нажатие игнорируется . Программу целесообразно запускать только из “голого” DOSа , в DOS-сеансе Windows 3.x/95 она также работает , но нет уверенности в обеспечении нужных статистических характеристик , а под Windows NT програм м а по вполне понятным причинам (лезет напрямую в порты ) вообще не работает корректно. В реализации алгоритмов были использованы изложенные ниже подходы , позволившие достигнуть максимальной производительности . Первые два из них достаточно очевидны , настоль ко , что встречаются практически в каждой реализации ГОСТа. 1. Базовые циклы ГОСТа содержат вложенные циклы (звучит коряво , но по-другому не скажешь ), причем во внутреннем цикле порядок использования восьми 32-битных элементов ключа может быть прямой или обратный . Существенно упростить реализацию и повысить эффективность базовых циклов можно , если избежать использования вложенных циклов и просматривать последовательность элементов ключа только один раз . Для этого необходимо предварительно сформировать п о следователь ность элементов ключа в том порядке , в котором они используются в соответствующем базовом цикле. 2. В основном шаге криптопреобразования 8 раз выполняется подстановка 4-битных групп данных . Целевой процессор реализации не имеет команды замен ы 4-битных групп , однако имеет удобную команду байтовой замены ( xlat ). Ее использование дает следующие выгоды : · за одну команду выполняются сразу две замены ; · исчезает необходимость выделять полубайты из двойных слов для выполнения замены , а затем из 4-битовых результатов замен вновь формировать двойное слово. Этим достигается значительное увеличение быстродействия кода , однако мир устроен так , что за все приходится платить , и в данном случае платой является необходимость преобразования таблицы замен . Каждая из четырех пар 4-разрядных узлов замен заменяется одним 8-разрядным узлом , который , говоря языком математики , представляет собой прямое произведение узлов , входящих в пару . Пара 4-разрядных узлов требует для своего представления 16 байтов , один 8-разрядный – 256 байтов . Таким образом , размер таблицы замен , которая должна храниться в памяти компьютера , увеличивается до 4· 256=1024 байтов , или до одного килобайта . Конечно , такая плата за существенное увеличение эффективности реализации вполне при е млема. 3. После выполнения подстановок кода по таблице замен основной шаг криптопреобразования предполагает циклический сдвиг двойного слова влево на 11 бит . В силу 16-разрядной архитектуры рассматриваемых процессоров вращение 32-разрядного блока даже н а 1 бит невозможно реализовать менее , чем за три ассемблерные команды , а вращение на большее число разрядов только как последовательность отдельных вращений на 1 разряд . К счастью , вращение на 11 бит влево можно представить как вращение на 8 бит , а затем еще на 3 бита влево . Думаю , для всех очевидно , что первое вращение реализуется тремя командами обмена байтовых регистров ( xchg ). Но секрет третьей оптимизации даже не в этом . Замена одного байта по таблице замен осуществляется командой xlat , которая вып олняет операцию над аргументом в регистре AL , для того , чтобы заменить все байты двойного слова , их надо последовательно помещать в этот регистр . Секрет третьей оптимизации заключается в том , что эти перестановки можно организовать так , что в результате д войное слово окажется повернутым на 8 бит влево , то есть в совмещении замены по таблице и во вращении на байт влево . Еще один момент , на который стоит обратить внимание , это оптимальное кодирование трех последовательных вращений на 1 бит , это может быть р еализовано по-разному и важно было выбрать оптимальный способ , который оказался вовсе не очевидным , поскольку потребовал выхода за пределы логики битовых сдвигов и использования команды суммирования с битами переноса ( adc ), то есть бит помещается на свою п озицию не командой сдвига , а командой суммирования ! Описание функций и особенности реализации. С учетом изложенных выше принципов созданы две реализации ГОСТа для процессоров семейства Intel x86, близкие по быстродействию к возм ожному оптимуму – соответственно для 16-и и 32-х битовых процессоров . Код для 32-разрядных процессоров примерно в полтора раза быстрее соответствующего кода для 16-разрядных процессоров . Ядром является подпрограмма , реализующая универсальный базовый цик л ГОСТа . Исходные тексты всех подпрограмм приведены в качестве приложений к настоящей статье в отдельных файлах , они перечислены в следующей ниже таблице 1. Все функции являются самодокументированными , каждая описана в соответствующем файле с ее исходным текстом. Таблица 1. Перечень файлов. № Функция модуля 1. Универсальный базовый цикл ГОСТа gost$.asm 2. Функция за - и расшифрования данных в режиме простой замены simple$.asm 3. Функция за - и расшифрования данных в режиме гаммирования gamma$.asm 4. Функция зашифрования данных в режиме гаммирования с обратной связью gammale$.asm 5. Функция расшифрования данных в режиме гаммирования с обратной связью gammald$.asm 6. Функция вычисления имитовставки для массива данных imito$.asm 7. Функция построения расширенного ключа expkey$.asm 8. Функция построения расширенной (1Кбайт ) формы таблицы замен из обычной формы (128 байт ) Expcht.asm 9. Функция проверки , является ли процессор , на котором исполняется приложение , 32-битовым. expkey$.asm 10. Заголовочный файл для использования криптографи ческих функций в программах на языке Си Gost.h Комплект модулей включает функции для основных режимов шифрования , а также две вспомогательные функции , предназначенные для построения расшир енных соответственно ключа и таблицы замен . Ниже изложены принципы построения программных модулей. 1. Все функции шифрования и вычисления имитовставки обрабатывают (т.е . шифруют или вычисляют имитовставку ) области с размером , кратным восьми . Длина обраб атываемой области при вызове упомянутых функций задается в восьмибайтных блоках . В реальных ситуациях это не приводит к неудобству по следующим причинам : · при шифровании простой заменой размер шифруемой области обязан быть кратным восьми байтам ; · при шифровании гаммированием (с или без обратной связи ) массива данных с размером , не кратным восьми , будет также шифроваться и “мусор” , содержащийся в последнем восьмибайтовом блоке за пределами значащих данных , однако его содержимое не оказывает никакого в л ияния на значащие данные и может не приниматься во внимание ; · при вычислении имитовставки для массивов данных их размер должен быть приведен к значению , кратному восьми , добавлением какого-либо фиксированного кода (обычно нулевых битов ). 2. Криптографи ческие функции шифрования и вычисления имитовставки позволяют выполнять обработку массивов данных по частям . Это означает , что при вызове соответствующей функции один раз для некоторой области данных и при нескольких вызовах этой же самой функции для пос л едовательных фрагментов этой же области (естественно их размер должен быть кратным восьми байтам , см . предыдущее замечание ) будет получен один и тот же результат . Это позволяет обрабатывать данные порциями , используя буфер размером всего 8 байтов. 3. Дл я за - и расшифрования массива данных в режиме простой замены используется одна и та же функция . Выбор одной из двух указанных операций осуществляется заданием соответствующего расширенного ключа . Порядок следования элементов ключа должен быть взаимно об р атным для указанных операций. 4. Для за - и расшифрования блока данных в режиме гаммирования используется одна и та же функция , поскольку в данном режиме зашифрование и расшифрование данных идентичны . Функция , реализующая шифрование гаммированием не осущ ествляет начальное преобразование синхропосылки (см . схему алгоритма на рис .5, блок 1), это необходимо выполнить с помощью явного вызова функции шифрования в режиме простой замены для синхропосылки , – это плата за возможность шифровать массив по частям. 5. Ради универсальности кода все указатели на области обрабатываемых данных сделаны дальними . Если сделать свой код для каждой модели памяти , возможно , будет достигнута некоторая ненулевая (но очень маленькая !) экономия памяти и времени выполнения , но по моему мнению , эта игра не стоит свеч. 6. Для ассемблирования (компиляции ) и сборки приложенных модулей мной использовались средства разработки фирмы Borland – TASM 2.5 и выше , Borland C/C++ 2.0 и выше . При использовании других средств разработки возможн о потребуется внесение изменений в исходные тексты программ. Для иллюстрации использования представленных криптографических функций к настоящей статье приложены также текст программы шифрования файлов данных на языке Си и соответствующие файлы проекта . Э ти файлы следующие : * cryptor.c Исходные тексты программы шифрования файлов ; * gost386.mak Файл проекта для 32-разрядной версии программы шифрования файлов. Описание построения и синтаксиса вызова (командной строки ) программы шифрования файлов также пр илагается. Вопрос быстродействия. После разработки новой программной реализации было измерено ее быстро действие , для чего был разработан комплект простых модулей , предназначенных для построения измерительной задачи . Эта задача фиксирует и выводит на дисплей время (в тактах генератора тактовой частоты таймера , 1193180 Герц ), затраченное тестируемой подпрограммой на выполнение . По измеренному времени работы подпрограммы затем вычисляется (вручную ) ее быстродействие как отношени е количества работы ко времени ее выполнения. Максимальная измеряемая программой длительность процесса равна 2 32 /1193180 я 3599.6 секунд , то есть примерно одному часу . Программа работает корректно и дает правильные результаты , только если запущена из ДОСа. Для модулей ГОСТа измерялась длительность шифрования одного мегабайта данных , которое моделировалось 32-кратным шифрованием 32-Килобайтной области памяти . Измерения проводились на машинах различных классов , результаты измерения приведены ниже в таблице 2 . Для 32-битовых процессоров также приведено быстродействие 32-битовых реализаций криптографических модулей (нижнее число в соответствующей ячейке ). Для сравнения также приведены измерения быстродействия реализации американского стандарта шифрования DES, опубликованной в журнале “Монитор” № 7/1994. Результаты тестов показали , что быстродействие модулей для всех режимов шифрования ГОСТа примерно одинаково , а быстродействие модуля вычисления имитовставки приблизительно вдвое превышает быстродействие шифров а ния – что , собственно , и ожидалось . Реализация шифрования по ГОСТ существенно (более чем в два раза ) превышает исследованную реализацию DES по быстродействию. Таблица 2. Результаты измерения быстродействия модулей шифрования Марка компьютера, т.ч., Быс тродействие криптографических модулей тип процессора МГц gamma gammaLD gammaLE simple Imito DES Искра 1031, К 1810ВМ 88 4.52 8.4 8.6 8.7 8.7 16.9 нет данных AMI 286 Intel 80286 10 20.4 20.7 20.8 20.8 40.8 11.2 Prolinea 325 Intel 386SX-25 25 48.0 66.0 48.6 71.1 48.8 67.4 48.0 71.5 93.7 139 22.0 Неизв.модель Intel 386SX-33 33 63.8 87.6 64.5 94.5 64.7 89.5 63.8 95.0 124 185 25.9 BYTEX Intel 386DX-40 40 89 120 90 135 91 122 91 135 177 264 39.3 Acer Intel486SX33 33 114 150 113 161 114 151 114 162 226 321 41.2 Presario 460 Intel486SX2-66 66 225 298 222 319 229 303 227 324 451 637 82.2 Acer Pentium-66 66 302 351 296 397 307 355 293 405 601 777 88.7 Теперь оценим достигнутые показатели с качественной точки зрения . Предельные скорости шифрования намного превышают скорость работы платы аппаратного шифрования “Криптон– 3” (до 70 Кбайт /с ) и примерно соответствуют быстродействию платы “Криптон– 4” (около 400 Кбайт /с ). Достигнутой производительности не достаточно для действительно прозрачного шифрования данных, хранимых на жестких дисках или передаваемых через быструю сеть . Вместе с тем , быстродействия реализации вполне хватает для шифрования данных в коммутируемых каналах связи идля многих других случаев. Можно ли еще увеличить быстродействие реализации ГОСТа ? Можно , но ненамного , если оставаться в рамках формальной спецификации ГОСТа . Для этого необходимо отказаться от цикла в подпрограмме “ gost” , продублировав тело цикла 32 раза , как это сделал автор программного эмулятора платы “Криптон” . При этом можно не разворачивать ключ в линейную последовательность элементов , но тогда для каждого базового цикла криптографического преобразования придется сделать свой программный модуль и код основного шага будет присутствовать в кодах криптографических процедур в 32 + 32+16=80 экземплярах . Такой способ повышения эффективности приводит к многократному разбуханию кода при более чем скромном выигрыше в производительно сти , поэтому вряд ли его можно считать хорошим. Надежность реали зации. Вопрос надежности программного средства криптографической защиты это не только вопрос стойкости использованного алгоритма . Использование стойкого шифра само по себе не может сделать вашу систему надежной , хотя и является необходимым у словием . Весьма важную роль играет и способ применения криптографического алгоритма . Так , в приложение к настоящей программе шифрования файлов , хранение ключевой информации на дисках в открытом виде делает систему , которая была бы реализована на этой пр о грамме , потенциально нестойкой . Процедуры и правила более высокого уровня , регламентирующие использование алгоритмов шифрования и все связанное с этим , в совокупности составляют так называемый криптографический протокол . Этот протокол определяет регламе н т выработки , использования , хранения и смены ключевой информации , и другие , не менее важные вопросы . Так вот , чтобы ваша система , использующая реализацию алгоритмов ГОСТа , была действительно надежна , вам необходимо будет позаботиться о разработке соответ с твующего протокола. Очень часто для использования в системе криптографической защиты данных требуется алгоритм с большим , чем у ГОСТа быстродействием реализации , и при этом не требуется такая же высокая как у ГОСТа криптостойкость . Типичным примером подо бных задач являются различного рода биржевые торговые системы , управляющие торговыми сессиями в реальном времени . Здесь от использованных алгоритмов шифрования требуется , чтобы было невозможно расшифровать оперативные данные системы в течение сессии (дан н ые о выставленных заявках , о заключенных сделках и т.п .), по ее истечении же эти данные , как правило , уже бесполезны для злоумышленников . Другими словами , требуется гарантированная стойкость всего на несколько часов (такова типичная продолжительность торг о вой сессии ). Ясно , что использование полновесного ГОСТа в этой ситуации было бы стрельбой из пушки по воробьям. К счастью , из этой ситуации есть достаточно легкий выход – использовать модификацию алгоритма ГОСТ с меньшим количеством основных шагов в базо вых циклах . Этого можно достигнуть двумя путями – уменьшением длины ключа и уменьшением числа циклов использования элементов ключа – вспомните , что число основных шагов в базовых циклах шифрования равно N=n· m , где n – число 32-битных элементов в ключе , m – число циклов использования ключевых элементов , в стандарте n =8, m =4. Во сколько раз уменьшается число основных шагов в циклах , примерно во столько же раз увеличивается быстродействие кода. К несчастью , нет никаких сведений о том , как изменяется криптос тойкость подобного ослабленного варианта ГОСТа . Что касается криптоанализа по статистической линии (перебор всех возможных значений ключа ), то здесь все достаточно ясно , так как эта величина определяется только размером ключа . Гораздо труднее предсказат ь , насколько менее сложным станет криптоанализ по алгоритмической линии (анализ уравнений преобразования данных при их шифровании ). При выборе размера “редуцированного цикла” надо принимать во внимание , что ГОСТ проектировался с учетом возможного прогресса вычислительной техники на несколько десятилетий вперед и в нем заложен огромный запас криптостойкости . По моему мнению (глубоко личному ), в большинстве практических случаев представляется разумным использование редуцированных вариантов ГОСТа без изменен и я схемы использования ключа ( m =4=3+1), но с уменьшенным вчетверо размером ключа ( n =2) – это позволит увеличить скорость шифрования примерно вчетверо . По стойкости к статистическим методам криптоанализа данная модификация с ее 64-битным ключом будет надежн ее , чем DES с размером ключа в 56 бит. Функции криптопреобразования , прилагающиеся к настоящей статье , допускают подобное использование , поскольку длина развернутого ключа передается в качестве параметра в каждую из подпрограмм криптографического преобраз ования , а подпрограмма “расширения” ключа позволяет работать с произвольной длиной ключа и схемой расширения ключа. Конечно , основное назначение криптоалгоритмов ГОСТа – это шифрование и имитозащита данных . Однако у криптографической гаммы есть еще одно важное применение – выработка ключевой информации . Выработка массива ключевой или парольной информации большого объема является типовой задачей администратора безопасности системы . Как уже было отмечено выше , ключ может быть сгенерирован как массив нужн о го размера статистически независимых и равновероятно распределенных между значениями 0 и 1 битов , для этого можно использовать программу , вырабатывающую ключ по принципу “электронной рулетки” . Но такой подход совершенно не годится , когда объем необходимо й ключевой информации велик . В этом случае идеально использование аппаратных датчиков случайных чисел , что , однако , не всегда возможно по экономическим или техническим соображениям . В этом случае в качестве источника потока случайных битов может быть исп о льзован генератор гаммы на основе любого блочного шифра , в том числе и ГОСТ 28147-89, так как , по определению , криптографическая гамма обладает необходимыми статистическими характеристиками и криптостойкостью . Таким образом , для выработки нескольких ключ е й надо всего лишь сгенерировать массив данных по алгоритму выработки гаммы , и нарезать его на порции нужного размера , для стандартного варианта – 32 байта. С паролями дело обстоит несколько сложнее . Прежде всего возникает вопрос , зачем вообще нужно их ге нерировать , не проще ли по мере надобности брать их из головы . Несостоятельность такого подхода была наглядно продемонстрирована серией инцидентов в компьютерных сетях , самым крупным из которых был суточный паралич сети Internet в ноябре 1988 г (вирус Мо р риса ). Одним из способов доступа злоумышленной программы в систему был подбор паролей : программа пыталась войти в систему , последовательно пробуя пароли из своего внутреннего списка в несколько сотен , причем в значительной доле случаев ей это удавалось с д елать – фантазия человека по выдумыванию паролей оказалась очень бедной . Именно поэтому в тех организациях , где безопасности уделяется должное внимание , пароли генерирует и раздает пользователям системный администратор по безопасности . Выработка паролей ч уть сложнее , чем выработка ключей , так как при этом “сырую” двоичную гамму необходимо преобразовать к символьному виду , а не просто “нарезать” на куски . Основное , на что необходимо обратить внимание при этом – обеспечение равной вероятности появления каж д ого из символов алфавита. Вывод. Итак , в этой работе был сделан краткий обзо p наиболее pасп pост pаненных в настоящее в pемя методов к pиптог pафической защиты инфо pмации . Выбо p для конк pетных ИС должен быть основан на глубоком анализе слабых и сильных сто pон тех или иных методов защиты . Обоснованный выбо p той или иной системы защиты в общем-то должен опи pаться на какие-то к pите pии эффективности . К сожалению , до сих по p не pаз pаботаны подходящие методики оценки эффективности к pиптог pафических систем . Наиболе е п pостой к pите pий такой эффективности - ве pоятность pаск pытия ключа или мощность множества ключей (М ). По сути это то же самое , что и к pиптостойкость . Для ее численной оценки можно использовать также и сложность pаск pытия шиф pа путем пе pебо pа всех ключей. Однако , этот к pите pий не учитывает д pугих важных т pебований к к pиптосистемам : * невозможность pаск pытия или осмысленной модификации инфо pмации на основе анализа ее ст pукту pы, * сове pшенство используемых п pотоколов защиты, * минимальный объем используем ой ключевой инфо pмации, * минимальная сложность pеализации (в количестве машинных опе pаций ), ее стоимость, * высокая опе pативность. Желательно конечно использование некото pых интег pальных показателей , учитывающих указанные факто pы . Для учета стоимости , т pудоемкости и объема ключевой инфо pмации можно использовать удельные показатели - отношение указанных па pамет pов к мощности множества ключей шиф pа . Часто более эффективным п pи выбо pе и оценке к pиптог pафической системы является использование экспе pтных оц е нок и имитационное модели pование. В любом случае выб pанный комплекс к pиптог pафических методов должен сочетать как удобство , гибкость и опе pативность использования , так и надежную защиту от злоумышленников ци pкули pующей в ИС инфо pмации.
1Архитектура и строительство
2Астрономия, авиация, космонавтика
 
3Безопасность жизнедеятельности
4Биология
 
5Военная кафедра, гражданская оборона
 
6География, экономическая география
7Геология и геодезия
8Государственное регулирование и налоги
 
9Естествознание
 
10Журналистика
 
11Законодательство и право
12Адвокатура
13Административное право
14Арбитражное процессуальное право
15Банковское право
16Государство и право
17Гражданское право и процесс
18Жилищное право
19Законодательство зарубежных стран
20Земельное право
21Конституционное право
22Конституционное право зарубежных стран
23Международное право
24Муниципальное право
25Налоговое право
26Римское право
27Семейное право
28Таможенное право
29Трудовое право
30Уголовное право и процесс
31Финансовое право
32Хозяйственное право
33Экологическое право
34Юриспруденция
 
35Иностранные языки
36Информатика, информационные технологии
37Базы данных
38Компьютерные сети
39Программирование
40Искусство и культура
41Краеведение
42Культурология
43Музыка
44История
45Биографии
46Историческая личность
47Литература
 
48Маркетинг и реклама
49Математика
50Медицина и здоровье
51Менеджмент
52Антикризисное управление
53Делопроизводство и документооборот
54Логистика
 
55Педагогика
56Политология
57Правоохранительные органы
58Криминалистика и криминология
59Прочее
60Психология
61Юридическая психология
 
62Радиоэлектроника
63Религия
 
64Сельское хозяйство и землепользование
65Социология
66Страхование
 
67Технологии
68Материаловедение
69Машиностроение
70Металлургия
71Транспорт
72Туризм
 
73Физика
74Физкультура и спорт
75Философия
 
76Химия
 
77Экология, охрана природы
78Экономика и финансы
79Анализ хозяйственной деятельности
80Банковское дело и кредитование
81Биржевое дело
82Бухгалтерский учет и аудит
83История экономических учений
84Международные отношения
85Предпринимательство, бизнес, микроэкономика
86Финансы
87Ценные бумаги и фондовый рынок
88Экономика предприятия
89Экономико-математическое моделирование
90Экономическая теория

 Анекдоты - это почти как рефераты, только короткие и смешные Следующий
Бригаде, работавшей на дне карьера, сообщили, что привезли аванс. Так быстро по карьерной лестнице не поднимался никто.
Anekdot.ru

Узнайте стоимость курсовой, диплома, реферата на заказ.

Обратите внимание, реферат по программированию "Защита информации от несанкционированного доступа методом криптопреобразования", также как и все другие рефераты, курсовые, дипломные и другие работы вы можете скачать бесплатно.

Смотрите также:


Банк рефератов - РефератБанк.ру
© РефератБанк, 2002 - 2016
Рейтинг@Mail.ru