Захист інформації (стр. 11 из 15)

Найбільше часто використовуваними потоковими шифрами є, так названі, шифри гаммування. У цьому випадку повідомлення представляється послідовністю двоїчних символів, а кожний символ криптограми формується додаванням по модулю два відповідні символи повідомлення і спеціально формованої двоїчної послідовності (гама), що залежить від ключа:

,(3.1)

де

- i-ий символ гами залежачий функціонально від ключа K Відновлення повідомлення відбувається по аналогічному прийомі:

(3.2)

де гама

збігається з гамою в (3.1) оскільки вони формуються за допомогою того ж самого ключа, що повинний бути доставлений для цього секретною способом на приймальну сторону (мал 3.3).

Мал. 3.3. Потокове шифрування гамуванням.

Різноманітні варіанти потокових шифрів визначаються різноманітними варіантами датчиків гами. Один із варіантів датчика гами заснований на блоковому шифрі заданим у вигляді кодової книги. Блокові і потокові шифри в дійсності можуть реалізовуватися тим самим пристроєм або програмою, але при використанні різноманітних модифікацій (мод) методів шифрування. Інший відомий спосіб побудови датчиків гами використовують лінійні рекурентні регістри.

Маскуватор аналогових мовних сигналів використовується для їхнього шифрування без перетворення в цифрову форму. У процесі шифрування спектр сигналу S(f) звичайно ділиться на ряд частотних смуг, після чого відбувається перестановка смуг, інверсія спектра (мал.3.4) і затримка смугових сигналів.

Дані перетворення виконуються достатньо швидко, що створює вихідний сигнал, що не дає можливість на слух визначити зміст мовних сигналів. На приймальній стороні відбуваються зворотні перетворення і відбувається відбудова сигналу, оскільки керування процесами шифрування і дешифрування реалізується однією і тією ж функцією гама Г(

), де -

загальний ключ, то відбувається відновлення вихідного сигналу.

Мал. 3.4. Перетворення спектра: а) інверсія б) перестановка смуг.

На жаль, даний метод шифрування є недостатньо стійким через ту обставину, що розмова мае велику надмірність. При наявності достатньої кількості технічних засобів можна робити дешифрування таких сигналів навіть без знання ключа і за невеликий час. Тому дане перетворення називається звичайно не шифруванням, а маскуванням. Другий недолік даного методу складається в значному погіршенні якості прийнятого мовного повідомлення при великому числі переприйомів.

Використання маскуваторів не є стійким стосовно технічно озброєного опонента, проте може використовуватися при невисоких вимогах до стійкості повідомлення. Прикладом серійно випускаємої апаратури шифрування мовних сигналів є "Орех".

Для надійного шифрування мовного сигналу його потрібно перетворити в цифрову форму, потім використовувати стійкі шифри пристосовані для шифрування для дискретних повідомлень, наприклад потокові шифри. Проте при перетворенні розмови в цифрову форму за допомогою імпульсно-кодової модуляції або дельта-модуляції істотно розширюється необхідна смуга частот каналу зв'язку, що призводить до необхідності використовувати більш широкополосні канали. Для того щоб передати зашифрований сигнал у тієї ж смузі частот (0,3-3,4 kГц), що використовується звичайно для передачі вихідного мовного сигналу, застосовуються спеціальні мовоперетворюючі пристрої - вокодери. Ці пристрої вимагають невеликої швидкості передачі, порядку 1200–2400 біт/c, завдяки чому зашифрований сигнал також може бути переданий по каналі ТЧ.

Проте, при використанні вокодера порушується натуральність і взнаваємість голосу. Крім того, це досить дорогий пристрій, тому він застосовується тільки тоді, коли стійкість шифрування повинна бути високою, навіть на шкоду натуральності й взнаваємості голосу промовця.

Конкретні засоби побудови блокових і потокових шифрів розглянемо в наступних розділах.

Блокові симетричні шифри.

Основні принципи побудови блокових симетричних шифрів.

Ще в роботі Шенона "Таємність і терміновість" були сформульовані такі основні принципи перетворення повідомлень, що можуть забезпечити високу стійкість блокового шифрування (мал.3.5):

Переплутування (нелінійне перетворення підстановка) символів.

Перемішування (розосередження, перестановка) символів.

Ітерування (повторення пунктів 1 і 2 багаторазово).

Достатньо складно задати загальне нелінійне перетворення для блоків великої довжини n. У той же час, якщо вибирати короткі блоки, то в криптограмі збережеться статистика повідомлення, що опонент може використовувати для ефективного криптоаналізу, як, наприклад, це реалізується при криптоаналізі шифру простої заміни. Для вирішення цього протиріччя звичайно вибираються підблоки помірної довжини n, потім до кожного підблоку застосовуються нелінійні перетворення і, нарешті, виконуються перестановки символів підблоків у межах усього блока довжини n.

Мал.3.5. Побудова блокових шифрів.

Нелінійні перетворення повинні залежати від використовуваного секретного ключа, що при повторенні перетворення (при виконанні нової ітерації) звичайно заміняється на новий, отриманий перетворенням вихідного ключа.

Найпростішим засобом завдання нелінійного перетворення є табличний засіб, коли двоїчний блок спочатку перетвориться в число, потім це число по таблиці перетвориться в інше і, нарешті, отримане число знову по таблиці перетвориться в двоїчний блок. Наприклад, шифруються блоки довжиною n = 3, яким зіставлені такі числа: 000 - 0, 001 - 1, 010 - 2,..., 111 - 7. Тоді таблиця підстановок може бути задана в такий спосіб:

{0, 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7}®{4, 2, 6, 7, 0, 5, 1, 3}.

Це означає, що, наприклад, вхідний блок 011 буде перетворений у вихідний блок 111. Складність такого перетворення залежить від довжини таблиці, що дорівнює 2n, де n - довжина блока.

Вигляд нелінійного перетворення звичайно залежить від певних біт розширеного ключа, що виробляється з вихідного ключа. Наприклад, нелінійне перетворення, що залежить від біт розширеного ключа

= (K1,K2,K3), може мати вигляд

f(

, ) = f((K1,K2,K3), (M1,M2,M3)) = = (E1, E2, E3).

E1 = K1K2M1M2, E2 = K2K3M2M3,

E3 = (K1Å K2) M1M3,

= (E1, E2, E3). (3.3)

Якщо криптограма

і повідомлення = (M1, M2, M3) відомі, то при виконанні криптоаналізу можна скласти рівняння щодо елементів розширеного ключа . Це буде система нелінійних рівнянь із невідомими K1, K2, K3, де дії виконуються по модулю два.

У процесі шифрування часто виконується декілька перетворень із двоїчними блоками, при чому, крім лінійної операції додавання по модулю два, використовуються, наприклад, операції додавання по модулю 2n, 2n+1 або множення по модулю 2n+1, де n - довжина блока і т.п. Тому криптоаналіз гарного блокового шифру не зводиться до відомих поліноміальних задач.

Більшість сучасних блокових шифрів реалізується на основі, так називаної, структури Файстеля. Для цього попередньо з вихідного ключа = 0 за допомогою заданого детермінованого перетворення, що входить в опис алгоритму шифрування, формується послідовність розширених ключів i, i = 1,2,...,d, де d - число ітерацій.

Мал.3.6. Підготовка блоків для шифрування на основі структури Файстеля.

Далі структура Файстеля припускає такий засіб перетворення блоків. Спочатку послідовність двоїчних символів повідомлення розбивається на блоки довжиною n=2n0 (мал.3.6).

Кожний з отриманих блоків шифрується однаково з використанням такого рекурентного співвідношення, що на i-му кроці має вигляд

,

i=2,3,...,d, (3.4)

де

0 і 1 - підблоки першого блока вихідного повідомлення, f(,) - детермінована відкрита нелінійна функція, i-1 - елементи послідовності розширених ключів, сформовані детермінованим способом з основного секретного ключа даної криптосистеми. Криптограма, сформована на останній ітерації d, приймає вигляд