Реферат Информационная безопасность и история развития криптографии
Работа добавлена на сайт bukvasha.net: 2015-10-28Поможем написать учебную работу
Если у вас возникли сложности с курсовой, контрольной, дипломной, рефератом, отчетом по практике, научно-исследовательской и любой другой работой - мы готовы помочь.
Предоплата всего
от 25%
Подписываем
договор
Содержание
Введение 3
Глава I. Информационная безопасность и история развития криптографии 5
Понятие информационной безопасности 5
История развития криптографии 8
обзор современных криптографических алгоритмов 10
Алгоритм шифрования DES 10
Алгоритм шифрования RSA 10
Алгоритм шифрования IDEA 12
Глава II. Алгоритм шифрования ГОСТ 28147-89 13
2.1. Термины и обозначения 13
2.2. Логика построения шифра и структура ключевой
информации ГОСТа 14
2.3. Основной шаг криптопреобразования 16
2.4. Базовые циклы криптографических преобразования 18
2.5. основные режимы шифрования 21
2.5.1. Простая замена 22
2.5.2. Гаммирование 24
2.5.3. Гаммирование обратной связью 25
2.6. Криптографическая стойкость ГОСТа 33
2.7. Вопрос быстродействия 35
2.8. Надежность реализации 37
2.9. Необычная работа криптографической гаммы 38
Заключение 40
Список использованной литературы 42
Введение
Современное общество все в большей степени становится информационно–обусловленным, успех любого вида 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 защите 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 криптографические 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 строят 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 это реализовать… Появление цифровых электронно-вычислительных машин, приведшее в конечном итоге к созданию мощной информационной индустрии, изменило все коренным образом и в этой сфере. С одной стороны, взломщики шифров получили в свои руки чрезвычайно мощное орудие, с другой стороны, барьер сложности реализации исчез и для создателей шифров открылись практически безграничные перспективы. Все это определило стремительный прогресс криптографии в последние десятилетия.
В данной работе описывается алгоритм шифрования для криптографической обработки данных шифром ГОСТ 28147-89.
В первой главе рассматриваются такие вопросы как, информационная безопасность, история развития криптографии, дается краткий обзор современных криптографических алгоритмов.
Во второй главе описывается непосредственно алгоритм шифрования ГОСТ 28147-89, а также рассматриваются основные режимы шифрования, вопрос быстродействия и др.
Глава I. Информационная безопасность и история развития криптографии.
1.1. Понятие информационной безопасности
Словосочетание "информационная безопасность" в разных контекстах может иметь различный смысл. В Доктрине информационной безопасности Российской Федерации термин "информационная безопасность" используется в широком смысле. Имеется в виду состояние защищенности национальных интересов в информационной сфере, определяемых совокупностью сбалансированных интересов личности, общества и государства.
В Законе РФ "Об участии в международном информационном обмене" информационная безопасность определяется аналогичным образом - как состояние защищенности информационной среды общества, обеспечивающее ее формирование, использование и развитие в интересах граждан, организаций, государства.
В данном курсе наше внимание будет сосредоточено на хранении, обработке и передаче информации вне зависимости от того, на каком языке (русском или каком-либо ином) она закодирована, кто или что является ее источником и какое психологическое воздействие она оказывает на людей. Поэтому термин "информационная безопасность" будет использоваться в узком смысле, так, как это принято, например, в англоязычной литературе.
Под информационной безопасностью мы будем понимать защищенность информации и поддерживающей инфраструктуры от случайных или преднамеренных воздействий естественного или искусственного характера, которые могут нанести неприемлемый ущерб субъектам информационных отношений, в том числе владельцам и пользователям информации и поддерживающей инфраструктуры. (Чуть дальше мы поясним, что следует понимать под поддерживающей инфраструктурой.)
Защита информации - это комплекс мероприятий, направленных на обеспечение информационной безопасности.
Таким образом, правильный с методологической точки зрения подход к проблемам информационной безопасности начинается с выявления субъектов информационных отношений и интересов этих субъектов, связанных с использованием информационных систем (ИС). Угрозы информационной безопасности - это оборотная сторона использования информационных технологий.
Из этого положения можно вывести два важных следствия:
Трактовка проблем, связанных с информационной безопасностью, для разных категорий субъектов может существенно различаться. Для иллюстрации достаточно сопоставить режимные государственные организации и учебные институты. В первом случае "пусть лучше все сломается, чем враг узнает хоть один секретный бит", во втором - "да нет у нас никаких секретов, лишь бы все работало".
Информационная безопасность не сводится исключительно к защите от несанкционированного доступа к информации, это принципиально более широкое понятие. Субъект информационных отношений может пострадать (понести убытки и/или получить моральный ущерб) не только от несанкционированного доступа, но и от поломки системы, вызвавшей перерыв в работе. Более того, для многих открытых организаций (например, учебных) собственно защита от несанкционированного доступа к информации стоит по важности отнюдь не на первом месте. Возвращаясь к вопросам терминологии, отметим, что термин "компьютерная безопасность" (как эквивалент или заменитель ИБ) представляется нам слишком узким. Компьютеры - только одна из составляющих информационных систем, и хотя наше внимание будет сосредоточено в первую очередь на информации, которая хранится, обрабатывается и передается с помощью компьютеров, ее безопасность определяется всей совокупностью составляющих и, в первую очередь, самым слабым звеном, которым в подавляющем большинстве случаев оказывается человек (записавший, например, свой пароль на "горчичнике", прилепленном к монитору).
Согласно определению информационной безопасности, она зависит не только от компьютеров, но и от поддерживающей инфраструктуры, к которой можно отнести системы электро-, водо- и теплоснабжения, кондиционеры, средства коммуникаций и, конечно, обслуживающий персонал. Эта инфраструктура имеет самостоятельную ценность, но нас будет интересовать лишь то, как она влияет на выполнение информационной системой предписанных ей функций.
Обратим внимание, что в определении ИБ перед существительным "ущерб" стоит прилагательное "неприемлемый". Очевидно, застраховаться от всех видов ущерба невозможно, тем более невозможно сделать это экономически целесообразным способом, когда стоимость защитных средств и мероприятий не превышает размер ожидаемого ущерба. Значит, с чем-то приходится мириться и защищаться следует только от того, с чем смириться никак нельзя. Иногда таким недопустимым ущербом является нанесение вреда здоровью людей или состоянию окружающей среды, но чаще порог неприемлемости имеет материальное (денежное) выражение, а целью защиты информации становится уменьшение размеров ущерба до допустимых значений.
1.2.
История развития криптографии
С зарождением человеческой цивилизации возникла необходимость передачи информации одним людям так, чтобы она не становилась известной другим. Сначала люди использовали для передачи сообщений исключительно голос и жесты. С возникновением письменности задача обеспечения секретности и подлинности передаваемых сообщений стала особенно актуальной. Поэтому именно после возникновения письменности появилось искусство тайнописи, искусство "тайно писать" - набор методов, предназначенных для секретной передачи записанных сообщений от одного человека другому.
Человечество изобрело большое число способов секретного письма, например, симпатические чернила, которые исчезают вскоре после написания ими текста или невидимы с самого начала, "растворение" нужной информации в сообщении большего размера с совершенно "посторонним" смыслом, подготовка текста при помощи непонятных знаков.
Криптография возникла именно как практическая дисциплина, изучающая и разрабатывающая способы шифрования сообщений, то есть при передаче сообщений - не скрывать сам факт передачи, а сделать сообщение недоступным посторонним. Для этого сообщение должно быть записано так, чтобы с его содержимым не мог ознакомиться никто за исключением самих корреспондентов.
Появление в середине ХХ столетия первых ЭВМ кардинально изменило ситуацию - практическая криптография сделала в своем развитии огромный скачок и термин "криптография" далеко ушел от своего первоначального значения - "тайнопись", "тайное письмо". Сегодня эта дисциплина объединяет методы защиты информационных взаимодействий совершенно различного характера, опирающиеся на преобразование данных по секретным алгоритмам, включая алгоритмы, использующие секретные параметры. Термин "информационное взаимодействие" или "процесс информационного взаимодействия" здесь обозначает такой процесс взаимодействия двух и более субъектов, основным содержанием которого является передача и/или обработка информации.
Базовых методов преобразования информации, которыми располагает современная криптография, немного, среди них: шифрование (симметричное и несимметричное); вычисление хэш-функций; генерация электронно-цифровой подписи; генерация последовательности псевдослучайных чисел.
Базовые криптографические методы являются "кирпичами" для создания прикладных систем. На сегодняшний день, криптографические методы применяются для идентификации и аутентификации пользователей, защиты каналов передачи данных от навязывания ложных данных, защиты электронных документов от копирования и подделки.
1.3. Обзор современных криптографических алгоритмов.
1.3.1. Алгоритм шифрования DES.
Один из самых распространенных алгоритмов шифрования - DES (Data Encryption Standart) - разработан в середине 70-x годов. Он используется во многих криптографических системах. Это блочный алгоритм шифрования с симметричным ключом. Ключ состоит из 64 битов, но лишь 56 из них применяются непосредственно при шифровании. Оставшиеся 8 предназначены для контроля четности: они устанавливаются так, чтобы каждый из 8 байтов ключа имел нечетное значение. Шифруемая информация обрабатывается блоками по 64 бита, причем каждый блок модифицируется с помощью ключа в интерационной процедуре, включающей 16 циклов. В данный момент при длине ключа в 56 битов алгоритм считается не устойчивым к взлому.
1.3.2. Алгоритм шифрования RSA.
RSA - один из первых и весьма популярный алгоритм шифрования с открытым ключом - разработан основателями фирмы RSA (Rivest, Shmir, Adleman) в конце 70-x годов и назван по первымбуквам их фамилий.
Степень устойчивости зашифрованной информации к взлому, а также невозможность по открытому ключу восстановить закрытый определяются трудностью факторизации больших чисел и зависят от длины ключа.
Сейчас ключи длиной 512 битов рассматриваются как недостаточно устойчивые, поэтому в криптографическом программном обеспечении рекомендуются 768 или 1024 битные ключи.
Часто используют комбинированный подход: сначала сообщение кодируются с помощью некоторого ключа по алгоритму типа DES, а затем ключ зашифровывается с применением RSA и передается вместе с закодированным сообщением. Это позволяет достичь высокой скорости обработки информации и в то же время обеспечивает надежную ее защиту.
Краткие основы RSA:
Выбираются большие простые числа M и N;
Вычисляется их произведение: Q=MxN;
Выбирается число D, которое должно быть взаимно простым с результатом умножения (M-1)x(N-1), т.е. не должно иметь с ним общих делителей, отличных от единицы;
Вычисляется число A из выражения (AxD) mod [(M-1)x(N-1)]=1;
Таким образом, пара чисел (A,Q) будет твоим открытым ключом, а пара чисел (D,Q) -- закрытым ключом. Понятно, что открытым ключом можно только закодировать исходный текст, для того, чтобы его раскодировать, нужен закрытый ключ.
Кодирование числа P: C=M^A mod Q;
Обратная операция: P=C^D mod Q;
Так вот, для того, чтобы поломать PGP (сиречь RSA), необходимо и достаточно уметь разложить число Q (которое мы возьмем, понятно, из открытого ключа, помещенного человеком в бурные воды, скажем, Fido и/или Internet) на простые множители. Вот тут-то и начинается самое интересное.
1.3.3. Алгоритм шифрования IDEA.
IDEA (International Data Encryption Algorithm) - это вторая версия блочного шифра разработанный К.Лейем (Lai )и Д.Месси (Massey) в конце 80-х. Это шифрсостоящий из 64-битных повторяющихся блоков со 128-битным ключом и восемью проходами (rounds). Хотя этот шифр не шифр Файстела (Feistel), дешифрованиевыполняется по тому же принципу,чтоишифрование. Структура шифра была разработана для легкого воплощения как программно, так и аппаратно,и безопасность IDEA основывается на использовании трех не совместимх типов арифметических операций над 16-битными словами. Скорость программного IDEAсравнима со скоростью DES.
Один из принципов создания IDEA - затруднить дифференциальный криптоанализ. Также не одна линейная криптоаналитическая атака не закончилась успешно, как ине было выявлено алгебраически слабых мест. Самый полный анализ провел Daemen. Он открыл большой класс 2^51 слабых ключей, при использовании которых впроцессе шифрования, ключ может быть обнаружен и востановлен. Однако, т.к. в IDEA существует 2^128 возможных вариантов ключей, то это открытие не влияет на практическую безопасность шифра.
Глава II. Алгоритм ГОСТ 28147-89.
2.1. Термины и обозначения.
Описание стандарта шифрования Российской Федерации содержится в очень интересном документе, озаглавленном «Алгоритм криптографического преобразования данных ГОСТ 28147-89». То, что в его названии вместо термина «шифрование» фигурирует 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 является 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 шагах 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 структуру 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: 0X<2|X|.
Если элемент данных состоит из нескольких элементов меньшего размера, то этот факт обозначается следующим образом: X = (X0, X1, …, Xn-1) = X0||X1||…||Xn-1. Процедура объединения нескольких элементов данных в один называется конкатенацией данных и обозначается символом ||. Естественно, для размеров элементов данных должно выполняться следующее соотношение: |X|=|X0|+|X1|+…+|Xn-1|. При задании сложных элементов данных и операции конкатенации составляющие элементы данных перечисляются в порядке возрастания старшинства. Иными словами, если интерпретировать составной элемент и все входящие в него элементы данных как целые числа без знака, то можно записать следующее равенство:
В алгоритме элемент данных может интерпретироваться 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 = (x0, x1, …, xn–1) = x0+21·x1+…+2n–1·xn–1.
Если над элементами данных выполняется некоторая операция, имеющая логический смысл, то предполагается, что данная операция выполняется над соответствующими битами элементов. Иными словами A•B=(a0•b0, a1•b1,…, an-1•bn-1), где n=|A|=|B|, а символом “•” обозначается произвольная бинарная логическая операция; как правило, имеется ввиду операция исключающего или, она же – операция суммирования по модулю 2: ab = (ab) mod 2.
2.2. Логика построения шифра и структура ключевой информации ГОСТа.
В оригинале ГОСТа 28147–89 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 три 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, называемой 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 циклы;
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 удовлетворяют 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.
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.
Таблица замен является матрицей 816, содержащей 4-битовые элементы, которые можно представить в виде 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 обозначается символом H:. Таким образом, общий объем таблицы замен равен: 8 узлов 16 элементов/узел 4 бита/элемент = 512 бит или 64 байта.
2.3. Основной шаг криптопреобразования.
Основной шаг криптопреобразования по своей сути является оператором, определяющим преобразование 64-битового блока данных. Дополнительным параметром этого оператора является 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:
Шаг 0. Определяет исходные данные для основного шага криптопреобразования:
N – преобразуемый 64-битовый блок данных, в ходе выполнения шага его младшая (N1) и старшая (N2) части обрабатываются как отдельные 32-битовые целые числа без знака. Таким образом, можно записать N
=(N1,N2).
X – 32-битовый элемент ключа;
Шаг 1. Сложение с ключом. Младшая половина преобразуемого блока складывается по модулю 232 с используемым на шаге элементом ключа, результат передается на следующий шаг;
Шаг 2. Поблочная замена. 32-битовое значение, полученное на предыдущем шаге, интерпретируется как массив из восьми 4-битовых блоков кода: S=(S0,S1,S2,S3,S4,S5,S6,S7).
Далее значение каждого из восьми блоков заменяется на новое, которое выбирается по таблице замен следующим образом: значение блока Si заменяется на Si-тый по порядку 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 номером 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 равно числу различных значений 4-битного блока данных, равному как известно 24, шестнадцати.
Рис. 1. Схема основного шага криптопреобразования алгоритма ГОСТ 28147-89.
Шаг 3. 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 11 обозначена функция циклического сдвига своего аргумента на 11 бит в сторону старших разрядов.
Шаг 4. Побитовое сложение: значение, полученное на шаге 3, побитно складывается по модулю 2 со старшей половиной преобразуемого блока.
Шаг 5. Сдвиг по цепочке: младшая часть преобразуемого блока сдвигается на место старшей, а на ее место помещается результат выполнения предыдущего шага.
Шаг 6. Полученное значение преобразуемого блока возвращается как результат выполнения алгоритма основного шага криптопреобразования.
2.4. Базовые циклы криптографических 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 этого 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 элементов. 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 быть 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 основного 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.
Цикл зашифрования 32-З:
K0,K1,K2,K3,K4,K5,K6,K7,K0,K1,K2,K3,K4,K5,K6,K7,K0,K1,K2,K3,K4,K5,K6,K7,K7,K6,K5,K4,K3,K2,K1,K0.
Цикл расшифрования 32-Р:
K0,K1,K2,K3,K4,K5,K6,K7,K7,K6,K5,K4,K3,K2,K1,K0,K7,K6,K5,K4,K3,K2,K1,K0,K7,K6,K5,K4,K3,K2,K1,K0.
Цикл выработки имитовставки 16-З:
K0,K1,K2,K3,K4,K5,K6,K7,K0,K1,K2,K3,K4,K5,K6,K7.
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: Ц32-Р(Ц32-З(T))=T, где T – произвольный 64-битный блок данных, ЦX(T) – результат выполнения цикла X над блоком данных T. Для выполнения этого условия для алгоритмов, 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 последовательности 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 теоретически 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 использован для расшифрования данных, однако стандарт ГОСТ28147-89 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 на схемах N. Символ Шаг(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.
2.5. 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, именно 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 кратным 8 байтам.
Прежде чем перейти к рассмотрению конкретных алгоритмов криптографических преобразований, необходимо пояснить обозначения, используемые на схемах в следующих разделах:
Tо,Tш – массивы соответственно открытых и зашифрованных данных;
, – i-тые по порядку 64-битные блоки соответственно открытых и зашифрованных данных:, , in, последний блок может быть неполным: ;n – число 64-битных блоков в массиве данных;
ЦX – функция преобразования 64-битного блока данных по алгоритму базового цикла «X»;
Теперь опишем основные режимы шифрования:
2.5.1. 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 алгоритмов 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 расшифрованию, должен быть кратен 64 битам: |Tо|=|Tш|=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 простой замены.
Режим шифрования простой заменой имеет следующие особенности:
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 шифротекста 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.
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 «дополнить 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 неполного 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 практически 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 выполнение 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 будет 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 этой 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.
2.5.2. Гаммирование.
Как же можно избавиться от недостатков режима простой замены? Для этого необходимо сделать возможным шифрование блоков с размером менее 64 бит и обеспечить зависимость блока шифротекста от его номера, иными словами, рандомизировать процесс 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 элементов 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, например, сложение и вычитание по модулю 264 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 одинаковыми порциями в 64 бита, использоваться может и часть такого блока с размером, равным размеру шифруемого блока.
Гамма для этого режима получается следующим образом: с помощью некоторого алгоритмического 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. Благодаря 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 выработки гаммы, является рекуррентной функцией: i+1=f(i), где i – элементы рекуррентной последовательности, f – функция преобразования. Следовательно, неизбежно возникает вопрос о его инициализации, то есть об элементе 0. В действительности, этот элемент 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 разработчики ГОСТа решили использовать для инициализации РГПЧ не непосредственно синхропосылку, а результат ее преобразования по циклу 32-З: 0=Ц32-З(S). Последовательность элементов, вырабатываемых РГПЧ, целиком зависит от его начального заполнения, то есть элементы этой последовательности являются функцией своего номера и начального заполнения РГПЧ: i=fi(0), где fi(X)=f(fi–1(X)), f0(X)=X. С учетом преобразования по алгоритму простой замены добавляется еще и зависимость от ключа:
Гi=Ц32-З(i)=Ц32-З(fi(0))=Ц32-З(fi(Ц32-З(S)))=i(S,K), где Гi – 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 шифрования 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 данных 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 предопределена 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 обеспечения каких-либо статистических характеристик вырабатываемой последовательности чисел. РГПЧ спроектирован разработчиками ГОСТа исходя из необходимости выполнения следующих условий:
период повторения последовательности чисел, вырабатываемой РГПЧ, не должен сильно (в процентном отношении) отличаться от максимально возможного при заданном размере блока значения 264;
соседние значения, вырабатываемые РГПЧ, должны отличаться друг от друга в каждом байте, иначе задача криптоаналитика будет упрощена;
РГПЧ 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 весьма 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 C1=101010116;, где C2=101010416;Нижний индекс в записи числа означает его систему счисления, таким образом, 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 C2. Но далее в тексте стандарта дается комментарий, что, оказывается, под операцией взятия остатка по модулю 232–1 там понимается не то же самое, что и в математике. Отличие заключается в том, что согласно ГОСТу (232–1)mod(232–1)=(232–1), 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 232, для старшей части 232–1, для всей последовательности период составляет 232(232–1), 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 процессорах.
Рис. 4. Алгоритм зашифрования (расшифрования) данных в режиме гаммирования.
Схема алгоритма шифрования в режиме гаммирования приведена на рисунке 4, ниже изложены пояснения к схеме:
Шаг 1. Определяет исходные данные для основного шага криптопреобразования:
Tо(ш) – массив открытых (зашифрованных) данных произвольного размера, подвергаемый процедуре зашифрования (расшифрования), по ходу процедуры массив подвергается преобразованию порциями по 64 бита;
S – синхропосылка, 64-битный элемент данных, необходимый для инициализации генератора гаммы;
Шаг 2. Начальное преобразование синхропосылки, выполняемое для ее «рандомизации», то есть для устранения статистических закономерностей, присутствующих в ней, результат используется как начальное заполнение РГПЧ;
Шаг 3. Один шаг работы РГПЧ, реализующий его рекуррентный алгоритм. В ходе данного шага старшая (S1) и младшая (S0) части последовательности данных вырабатываются независимо друг от друга;
Шаг 4. Гаммирование. Очередной 64-битный элемент, выработанный РГПЧ, подвергается процедуре зашифрования по циклу 32–З, результат используется как элемент гаммы для зашифрования (расшифрования) очередного блока открытых (зашифрованных) данных того же размера.
Шаг 5. Результат работы алгоритма – зашифрованный (расшифрованный) массив данных.
Ниже перечислены особенности гаммирования как режима шифрования.
Одинаковые блоки в открытом массиве данных дадут при зашифровании различные блоки шифротекста, что позволит скрыть факт их идентичности.
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.
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 предопределенное 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 случаях, 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 комплекте 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 привязки 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 этом 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, шифрование 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 сектора 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 может 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 зависит 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 предсказуемые 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 свойства 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. Сказанное 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 возможность ознакомления с ними. По этой причине рассматриваемое свойство режима гаммирования не должно рассматриваться как его недостаток.
2.5.3. Гаммирование с обратной связью.
Данный режим очень похож на режим гаммирования и отличается от него только способом выработки 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.
Схема 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 режиме 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 соответствующие 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 соответствующего и предыдущего блоков зашифрованных данных. Поэтому, если внести искажения в зашифрованный блок, то после расшифрования искаженными окажутся два блока открытых данных – соответствующий и следующий за ним, причем искажения в первом случае будут носить тот же характер, что и в режиме гаммирования, а во втором случае – как в режиме простой замены. Другими словами, в соответствующем блоке открытых данных искаженными окажутся те же самые биты, что и в блоке шифрованных данных, а в следующем блоке открытых данных все биты независимо друг от друга с вероятностью 1/2 изменят свои значения.
2.6. Криптографическая стойкость ГОСТа.
При выборе криптографического алгоритма для использования в конкретной разработке одним из определяющих факторов является его стойкость, то есть устойчивость к попыткам противоположной стороны его раскрыть. Вопрос о стойкости шифра при ближайшем рассмотрении сводится к двум взаимосвязанным вопросам:
можно ли вообще раскрыть данный шифр;
если да, то насколько это трудно сделать практически;
Шифры, которые вообще невозможно раскрыть, называются абсолютно или теоретически стойкими. Существование подобных шифров доказывается теоремой Шеннона, однако ценой этой стойкости является необходимость использования для шифрования каждого сообщения ключа, не меньшего по размеру самого сообщения. Во всех случаях за исключением ряда особых эта цена чрезмерна, поэтому на практике в основном используются шифры, не обладающие абсолютной стойкостью. Таким образом, наиболее употребительные схемы шифрования могут быть раскрыты за конечное время или, что точнее, за конечное число шагов, каждый из которых является некоторой операцией над числами. Для них наиважнейшее значение имеет понятие практической стойкости, выражающее практическую трудность их раскрытия. Количественной мерой этой трудности может служить число элементарных арифметических и логических операций, которые необходимо выполнить, чтобы раскрыть шифр, то есть чтобы для заданного шифротекста с вероятностью, не меньшей заданной величины, определить соответствующий открытый текст. При этом в дополнении к дешифруемому массиву данных криптоаналитик может располагать блоками открытых данных и соответствующих им зашифрованных данных или даже возможностью получить для любых выбранных им открытых данных соответствующие зашифрованные данные – в зависимости от перечисленных и многих других неуказанных условий различают отдельные виды криптоанализа.
Все современные криптосистемы построены по принципу Кирхгоффа, то есть секретность зашифрованных сообщений определяется секретностью ключа. Это значит, что даже если сам алгоритм шифрования известен криптоаналитику, тот тем не менее не в состоянии расшифровать сообщение, если не располагает соответствующим ключом. Все классические блочные шифры, в том числе DES и ГОСТ, соответствуют этому принципу и спроектированы таким образом, чтобы не было пути вскрыть их более эффективным способом, чем полным перебором по всему ключевому пространству, т.е. по всем возможным значениям ключа. Ясно, что стойкость таких шифров определяется размером используемого в них ключа.
В шифре ГОСТ используется 256-битовый ключ и объем ключевого пространства составляет 2256. Ни на одной из существующих в настоящее время или предполагаемых к реализации в недалеком будущем ЭВМ общего применения нельзя подобрать ключ за время, меньшее многих сотен лет. Российский стандарт проектировался с большим запасом и по стойкости на много порядков превосходит американский стандарт DES с его реальным размером ключа в 56 бит и объемом ключевого пространства всего 256. В свете прогресса современных вычислительных средств этого явно недостаточно. В этой связи DES может представлять скорее исследовательский или научный, чем практический интерес. Как ожидается, в 1998 году он перестанет быть стандартом США на шифрование.
2.7. Вопрос быстродействия.
После разработки новой программной реализации было измерено ее быстродействие, 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 отношение количества работы ко времени ее выполнения.
Максимальная измеряемая программой длительность процесса равна 232/11931803599.6 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 шифрования – 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., | Быстродействие криптографических модулей | |||||
| тип процессора | МГц | gamma | gammaLD | gammaLE | simple | imito | DES |
| Искра 1031, К1810ВМ88 | 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 и для 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 производительности, поэтому вряд ли его можно считать хорошим.
2.8. Надежность реализации.
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 условием. Весьма важную роль играет и способ применения криптографического алгоритма. Так, в приложенной к настоящей статье программе шифрования файлов, хранение ключевой информации на дисках в открытом виде делает систему, которая была бы реализована на этой программе, 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 регламент 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 соответствующего протокола.
2.9. Необычная работа криптографической гаммы.
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 нужного 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 необходимой 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 использован 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 ключей 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 генерировать, 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. 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 сделать – 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 чуть 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 каждого из символов алфавита.
Исходные тексты программ выработки массива паролей и ключей на языке Си приложены к настоящей статье.
Заключение.
Алгоритм ГОСТ 28147-89 был разработан в С.С.С.Р. и является стандартом шифрования Российской Федерации описывающий принципы криптографического преобразования данных для передачи в компьютерных сетях, отдельных компьютерных комплексах или компьютерах, их шифрования и создания цифровых подписей.
Алгоритм криптографического преобразования ГОСТ 28147-89 предназначен как для аппаратной реализации так и для программых реализаций, он удовлетворяет необходимым общемировым стандартам крипкостойкости и не определяет ограничений на уровень секретности защищаемой информации.
Этот стандарт является обязательным для организаций и компаний РФ которые используют шифровальную защиту для данных загружаемых или передаваемых через компьютерные сети, отдельные компьютерные комплексы или компьютерах.
Стандарт алгоритма ГОСТ 28147-89 для криптографической защиты данных в компьютерных системах был опубликован в 1990 году и в настоящее время широко использутся в программном обеспечении. В отличии от его собрата, алгоритма DES, принятого в качестве федерального стандарта США, ГОСТ 28147-89 позволяет достигать большего уровня секретности данных в силу отсутствия ограничений на уровень секретности защищаемой информации.
Данный алгоритм, подобно DES, работает с блоками размером по 64 бита, но на этом их сходство кончается и следуют различия:
ГОСТ 28147-89 содержит 32 цикла преобразования в отличии от 16 циклов DES.
Каждый цикл в ГОСТ 28147-89 состит из более простых операций чем в DES, что сказывается на скорости работы.
В отличии от длины ключа в DES - 56 бита, стандарт ГОСТ 28147-89 описывает длину ключа 256 бит.
ГОСТ 28147-89 работает на порядок быстрее DES!
Список использованной литературы
1. Баричев С. Криптография без секретов. М., 1998
2. Брассар Дж. Современная криптология. 1988
3. Жельников В. Криптография от папируса до компьютера. М., 1996
4. Йолнен Тату. Введение в криптографию. 1999
5. Спесивцев А. В. Защита информации в персональных ЭВМ. М., 1992
6. Шнайер Брюс. Прикладная криптография. 1994
7. Фролов Г. Тайна тайнописи. М., 1992.
