--PAGE_BREAK--Україна самостійно формує інформаційні ресурси на своїй території і вільно розпоряджається ними, за винятком випадків, передбачених законами і міжнародними договорами.
Стаття 54. Гарантії інформаційного суверенітету України
Інформаційний суверенітет України забезпечується: виключним правом власності України на інформаційні ресурси, що формуються за рахунок засобів державного бюджету; створенням національних систем інформації;
установленням режиму доступу інших держав до інформаційних ресурсів України;
використанням інформаційних ресурсів на основі рівноправного співробітництва з іншими державами.
Ціллю Закону України «ПРО захист інформації в автоматизованих системах» [2] є встановлення основ регулювання правових відношень по захисті інформації в автоматизованих системах за умови дотримання права власності громадян України і юридичних осіб на інформацію і права доступу до неї, права власника інформації на її захист, а також установленого чинним законодавством обмеження на доступ до інформації.
Чинність Закону поширюється на будь-яку інформацію, оброблювану в автоматизованих системах. У Законі основні терміни вживаються в такому значенні.
Автоматизована система (АС) – система, що здійснює автоматизоване опрацювання даних, до складу якої входять технічні засоби опрацювання (засоби обчислювальної техніки і зв'язку), а також методи, процедури і програмне забезпечення.
Інформація в АС – сукупність усіх даних і програм, використовуваних в АС незалежно від засобу їх фізичного і логічного уявлення.
Опрацювання інформації – сукупність операцій (збір, уведення, запис, перетворення, зчитування, зберігання, знищення, реєстрація), здійснюваних за допомогою технічних і програмних засобів, включаючи обмін по каналах передачі даних.
Захист інформації – сукупність організаційно-технічних заходів і правових норм для попередження заподіяння збитку інтересам власника інформації або АС і осіб, що користуються інформацією.
Несанкціонований доступ до інформації, здійснюваний із порушенням встановлених в АС правил розмежування доступу.
Розпорядник АС – фізична або юридична особа, що має право розпорядження АС за згодою з її власником або по його дорученню.
Користувач АС – фізична або юридична особа, що має право використання АС за згодою з розпорядником АС.
Порушник — фізична або юридична особа, навмисно або ненавмисно здійснюючі неправомірні дії стосовно АС і інформації в ній.
Витік інформації – результат дій порушника, унаслідок яких інформація стає відомою (доступною) суб'єктам, що не мають права доступу до неї.
Втрата інформації – дія, унаслідок якої інформація в АС перестає існувати для фізичних або юридичних осіб, що мають право власності на її в повному або обмеженому обсязі.
Підробка інформації навмисні дії, що ведуть до перекручування інформації, що повинні опрацьовуватися або зберігатися в АС.
Блокування інформації дії, слідством яких є припинення доступу до інформації.
Відповідно до Закону об'єктами захисту є інформація, оброблювана в АС, права власників цієї інформації і власників АС, права користувача. Захисту підлягає будь-яка інформація в АС, необхідність захисту якої визначається її власником або чинним законодавством.
Доступ до інформації, що зберігається, опрацьовується і передається в АС, здійснюється лише відповідно до правил розмежування доступу, установленим власником інформації або уповноваженою їм особою. Без дозволу власника доступ до інформації, що опрацьовується в АС, здійснюється лише у випадках, передбачених чинним законодавством.
Власник АС повинний забезпечити захист інформації відповідно до вимог і правил, що обумовлюється угодою з власником інформації або уповноваженою їм особою, і зобов'язаний повідомити йому про всі факти порушення її захисту. Власник інформації має право здійснювати контроль за дотриманням вимог по захисту інформації і забороняти або припиняти опрацювання інформації у випадку порушення цих вимог.
Власник інформації, уповноважені їм на те особи визначають користувачів приналежної йому інформації і встановлюють їхній повноваження. Власник АС дає користувачам можливість доступу до інформації, оброблюваної в АС, відповідно до повноважень, установленим власником інформації. Розпорядник АС інформує власника інформації про технічні можливості захисту інформації в його АС, типових правилах, установлених для персоналу АС.
Приведемо зведення найбільше важливих статей Закону, що стосуються умов опрацювання і заходів для забезпечення захисту інформації.
Стаття 10. Забезпечення захисту інформації в АС
Захист інформації в АС забезпечується шляхом: дотримання суб'єктами правових відношень норм, вимог і правил організаційного і технічного характеру по захисту оброблюваної інформації; використання засобів обчислювальної техніки, програмного забезпечення, засобів зв'язку й АС у цілому, засобів захисту інформації, що відповідають установленим вимогам по захисту інформації (маючих відповідний сертифікат);
перевірки відповідності засобів обчислювальної техніки, програмного забезпечення, засобів зв'язку й АС в цілому установленим вимогам по захисту інформації (сертифікація засобів обчислювальної техніки, засобів зв'язку й АС);
здійснення контролю по захисту інформації.
Стаття 11. Встановлення вимог і правил по захисту інформації
Вимоги і правила по захисту інформації, що є власністю держави, або інформації, захист якої гарантується державою, установлюються державним органом, уповноваженим Кабінетом Міністрів України. Ці вимоги і правила є обов'язковими для власників АС, де така інформація опрацьовується, і носить рекомендаційний характер для інших суб'єктів права власності на інформацію.
Стаття 12. Умови опрацювання інформації
Інформація, що є власністю держави або інформація, захист якої гарантується державою, повинна опрацьовуватися в АС, що має відповідний сертифікат (атестат) захищеності, у порядку, обумовленому уповноваженим Кабінетом Міністрів України органом.
У процесі сертифікації (атестації) цих АС здійснюються також перевірка, сертифікація (атестація) розроблених засобів захисту інформації.
Інформація, що є власністю інших суб'єктів, може опрацьовуватися в зазначених АС по розсуду власника інформації. Власник інформації може звернутися в органи сертифікації з клопотанням про проведення аналізу можливостей АС по належному захисту його інформації й одержанні відповідних консультацій.
Стаття 13. Політика в області захисту інформації
Політика в області захисту інформації в АС визначається Верховною Радою України.
Стаття 14. Державне керування захистом інформації в АС
Уповноважений Кабінетом Міністрів України орган здійснює керування захистом інформації шляхом: проведення єдиного технічної політики по захисту інформації; розробки концепції, вимог, нормативно-технічних документів і науково-методичних рекомендацій по захисті інформації в АС;
ствердження порядку організації, функціонування і контролю за виконанням мір, спрямованих на захист оброблюваної в АС інформації, що є власністю держави, а також рекомендацій по захисті інформації власності юридичних і фізичних осіб;
організації іспитів і сертифікації засобів захисту інформації в АС, у якій здійснюється опрацювання інформації, що є власністю держави;
створення відповідних структур для захисту інформації в АС;
проведення атестації сертифікаційних (іспитових) органів, центрів і лабораторій, видача ліцензії на право проведення сервісних робіт в області захисту інформації в АС;
здійснення контролю захищеності оброблюваної в АС інформації, що є власністю держави;
визначення порядку доступу осіб і організацій закордонних держав до інформації в АС, що є власністю держави, або до інформації власності фізичних і юридичних осіб, щодо поширення і використання якої державою встановлені обмеження.
Міністерства, відомства й інші центральні органи державної влади забезпечують рішення питань захисту інформації в АС у межах своїх повноважень.
Стаття 15. Служби захисту інформації в АС
У державних заснуваннях і організаціях можуть створюватися підрозділи, служби, що організують роботу, пов'язану з захистом інформації, підтримкою рівня захисту інформації в АС, і відповідають за ефективність захисту інформації відповідно до вимог дійсного Закону.
Стаття 20. Забезпечення інформаційних прав України
Фізичні і юридичні особи в Україні на підставі Закону України «Про інформацію» можуть встановлювати взаємозв'язок з АС інших держав із метою опрацювання, обміну, продажі, покупки відкритої інформації. Такі взаємозв'язки повинні виключати можливість несанкціонованого доступу з боку інших держав або їхніх представників резидентів України або осіб без громадянства до інформації, наявної в АС України, незалежно від форм власності і підпорядкування, у відношенні якої установлені вимоги нерозповсюдження її за межі України без спеціального дозволу.
Іноземні держави, іноземні фізичні і юридичні особи можуть виступати власниками АС в Україні, власниками інформації, що поширюється й опрацьовується в АС України, або учредити спільні з українськими юридичними і фізичними особами підприємства з метою створення АС України, обміну інформацією між АС України й АС інших держав. Окремі види такої діяльності здійснюються на підставі спеціального дозволу (ліцензії), що видається уповноваженим на це органом.
1.3. Шляхи витоку інформації і несанкціонованого доступу в каналах охоронних пристроїв Несанкціонований доступ у телекомунікаційні системи призводить до значних матеріальних втрат для успішної боротьби з порушеннями інформаційної безпеки користувач повинен знати всі канали витоку інформації.
Аналіз показує, що шляхи несанкціонованого одержання інформації дуже різноманітні і багаточисленні:
1) несанкціоноване підключення до апаратури і ліній зв'язку;
2) перехоплення електромагнітних випромінювань;
3) примусове електромагнітне опромінення (підсвічування) ліній зв'язку з метою одержання паразитної модуляції несучої;
4) застосування пристроїв, що підслухують, (закладань);
5) перехоплення акустичних випромінювань;
6) дистанційне фотографування;
7) розкрадання носіїв інформації і виробничих відходів;
8) зчитування даних у масивах інших користувачів;
9) читання залишкової інформації в пам'яті системи після виконання санкціонованих запитів;
10) копіювання носіїв інформації з подоланням заходів захисту;
11) маскування під зареєстрованого користувача;
12) використання програмних пасток,
13) використання недоліків мов програмування й операційних систем;
14) вмикання в бібліотеки програм спеціальних блоків типу «троянський кінь»;
15) злочинне виведення з ладу механізмів захисту;
16) впровадження і використання комп'ютерних вірусів.
Близьким по характеру є і перелік загроз безпеки інформації.
Перехоплення даних огляд даних несанкціонованим користувачем. Ця погроза виявляється в можливості порушника безпосередньо підключатися до лінії зв'язку для знімання переданої інформації або одержувати інформацію на відстані з використанням побічного електромагнітного випромінювання при передачі інформації з ліній зв'язку.
Аналіз трафіка огляд інформації, що стосується зв'язку між користувачами (наприклад, наявність/відсутність, частота, напрямок, послідовність, тип, обсяг обміну і т.д.). Навіть якщо підслухуючий не може визначити фактичного утримання повідомлень, він може одержати деякий об’єм інформації, виходячи з характеру потоку інформації (наприклад, безупинний, пакетний, або відсутність інформації).
Зміна потоку повідомлень внесення не знаходить перекручувань у повідомленні, видалення повідомлень або порушення загального порядку повідомлень у потоку.
Відмова користувача від повідомлення, заперечення відправником свого авторства в пред'явленому йому одержувачем повідомленні або заперечення одержувачем факту одержання їм повідомлення.
Маскарад — прагнення порушника видати себе за деякого іншого користувача з метою одержання доступу до додаткової інформації, одержання додаткових привілеїв або нав'язування іншому користувачу помилкової інформації.
Порушення зв'язку недопущення зв'язку або затримка термінових повідомлень.
Аналізуючи шлях несанкціонованого доступу, можна зробити припущення, що для побудови сучасних систем охоронних сигналізацій, обов'язковим буде наявність радіоканалу, а також використання ШСС сигналів для безпечної передачі даних по цьому каналі.
1.4. Архітектура системи безпеки інформації Необхідність забезпечення безпеки і вимоги сумісності різноманітних служб існуючих і розроблювальних інформаційно-обчислювальних мереж визначили напрямок у діяльності Міжнародної організації по стандартизації і Міжнародній спілці електрозв'язку. Концепція архітектури безпеки орієнтується на застосуванні в мережах, що використовують міжнародні стандарти і цілком відповідає еталонній моделі взаємозв'язку відкритих систем. Забезпечення безпеки інформації при її передачі здійснюється спеціальним підрозділом, що включає в себе ряд служб, кожна з яких вирішує задачу захисту інформації від визначеної погрози (сукупності погроз).
У загальному випадку в систему забезпечення безпеки інформації можуть бути включені:
1) Служба таємності даних – може бути використана для захисту переданих даних від скресання інформації, що утримується в них, і від можливості проведення аналізу інтенсивності потоків даних між користувачами
2) Служба аутентифікації – призначена для підтвердження того, що в даний момент зв'язку користувач є дійсно тим користувачем, за якого він себе видає;
3) Служба цілісності даних – забезпечує доказ цілісності даних у процесі їхньої передачі, тобто забезпечує захист переданих повідомлень від випадкових і навмисних впливів, спрямованих на зміну переданих повідомлень, затримку і знищення повідомлень або переупорядочення повідомлень;
4) Служба керування доступом – забезпечує захист від несанкціонованого доступу до інформації, що утримується в віддалених банках даних, або від несанкціонованого використання мережі;
5) Служба цілосності інформації – забезпечує доказ цілісності повідомлення, прийнятого від відповідного джерела і знаходиться на збереженні, наприклад, у терміналі-приймачі, і яке може бути перевірене в будь-який момент часу арбітром (третьою стороною);
6) Служба доставки – забезпечує захист від спроб зловмисника порушити зв'язок або затримати передачу повідомлення на час, що перевищує час цінності переданої в повідомленні інформації; ця служба безпосередньо пов'язана з процесами передачі інформації в мережах зв'язку.
Механізм шифрування може забезпечувати конфіденціальність або переданих даних, або інформації про параметри трафіка і може бути використаний у деяких інших механізмах безпеки або доповнювати їх. Існування механізму шифрування припускає використання, як правило, механізму керування ключами.
У механізмі аутентифікації основна увага приділяється методам передачі в мережі інформації спеціального характеру (полей аутентифікаторів, контрольних сум і т.п.). У випадку односторонньої або взаємної аутентифікації забезпечується процес перевірки істинності користувачів (передавача і приймача повідомлень), що гарантує запобігання з'єднання з логічним об'єктом, утвореним зловмисником.
Механізм забезпечення цілісності даних припускає введення в кожне повідомлення деякої додаткової інформації, що є функцією від змісту повідомлення. У рекомендаціях МОС розглядаються методи забезпечення цілісності двох типів:
— перші забезпечують цілісність єдиного блока даних;
— другі потоку блоків даних або окремих полів цих блоків.
Ці методи застосовуються як при передачі даних по віртуальному з'єднанню, так і при використанні дейтаграмної передачі. У першому випадку гарантується усунення повторів, вставок або модифікацій даних за допомогою спеціальної нумерації блоків або введенням міток часу. У дейтаграмному режимі мітки часу можуть забезпечити тільки обмежений захист цілісності послідовності блоків даних і запобігти переадресації окремих блоків.
Таблиця 1.1. Служби і процедури захисту
продолжение
--PAGE_BREAK--Механізм цифрового електронного підпису, що регламентує один із процесів аутентифікації користувачів і повідомлень, використовується для підтвердження істинності змісту повідомлення і посвідчення того факту, що воно відправлено тим абонентом, що зазначений в заголовку якості джерела даних. Цифровий підпис також необхідний для запобігання можливості відмови передавача від видачі якогось повідомлення, а приймача від його прийому.
Процес підписання блоку даних використовує інформацію, що є інформацією приватного використання (тобто унікальної і конфіденційної). Цей процес припускає або шифрування блоку даних, або одержання криптографічного контрольного значення блоку даних із використанням приватної інформації користувача, що підписав, у якості ключа шифрування приватного користування. Таким чином, після перевірки підпису в наступній третій особі (наприклад, арбітру) у будь-який час може бути доведено, що підпис міг виконати тільки єдиний тримач секретної (приватної) інформації.
Механізми контролю доступу можуть використовувати аутентифікаційну ідентифікацію об'єкта або інформацію об'єкта (наприклад, приналежність до відомої множини об'єктів) або можливості цього об'єкта для встановлення і застосування прав доступу до цього об'єкта. Якщо об'єкт робить спробу використовувати несанкціонований ресурс або санкціонований ресурс із неправильним типом доступу, то функція контролю доступу буде відхиляти цю спробу і може повідомити про цю спробу для ініціювання аварійного сигналу і (або) реєстрації його як частини даних перевірки безпеки. Механізми контролю доступу можуть використовуватися на будь-якому кінці з'єднання і (або) у будь-якому проміжному вузлі.
Механізми підстановки трафіка, названого також механізмами заповнення потоку, використовується для реалізації служби засекречування потоку даних. Вони грунтуються на генерації фіктивних блоків, їх шифрування й організації передачі по каналах зв'язку. Тим самим нейтралізується можливість одержання інформації про мережу і абонентах, що обслуговуються нею, за допомогою спостереження за зовнішніми характеристиками потоків, що циркулюють по каналах зв'язку.
1.5. Організаційно-технічні заходи щодо забезпечення безпеки Безпека інформації в системах телекомунікації забезпечується застосуванням комплексу прийомів, що можна класифікувати в такий спосіб:
— організація охорони помешкань у тому числі з застосуванням систем радіосигналізації; забезпечення безпеки комп'ютерних систем програмними й апаратними засобами;
— періодичне тестування помешкань методами нелінійної радіолокації;
— забезпечення захищеності від прослуховування засобів мобільного радіозв'язку;
— забезпечення акустичної безпеки помешкань і персоналу;
— криптографічні заходи.
Нижче зупинимося на аналізі організаційно-технічних прийомів.
Організаційні заходи включають активне вивчення і використання нормативно-законодавчої бази по забезпеченню безпеки в інформаційних і телекомунікаційних системах, добір персоналу, що допускається до обробки конфіденційної інформації, організацію збереження і доступу до документів, організацію контрольно-пропускного й охоронного режиму, виключення впливу стихійних лих на безпеку збереженої й опрацьовуваної інформації і т.п.
На початковій стадії організації робіт:
· встановлюється наявність конфіденційної інформації в системі, оцінюється рівень її конфіденціальності й обсяг;
· оцінюється можливість використання наявних на ринку сертифікаційних засобів захисту, виходячи з режиму обробки і передачі інформації в системі, типу системи, складу основних технічних засобів техніки і т.п.;
· визначається ступінь участі персоналу, функціональних і виробничих служб у процесі опрацювання і передачі інформації, характер їхньої взаємодії між собою і зі службою забезпечення безпеки;
· визначається план заходів щодо забезпечення безпеки.
Важливе місце в системі організації робіт з забезпеченням безпеки інформації на підприємствах повинні займати служби захисту інформації, основною задачею яких є організація робіт по виявленню можливостей і попередженню витоку інформації, методичне керівництво й участь у розробці вимог по захисту інформації від несанкціонованого доступу, аналітичного обгрунтування необхідності захисту інформації, узгодження вибору програмно-технічних засобів і систем захисту.
Для ефективної і надійної роботи системи забезпечення безпеки інформації необхідно правильно організувати дозвільну процедуру доступу користувачів до інформації, тобто надати користувачам право працювати з тієї інформацією, що необхідна їм для виконання своїх функціональних обов'язків, установити їх повноваження по доступу до інформації.
Серед організаційних заходів щодо забезпечення безпеки інформації важливе місце займає охорона об'єкта, на якому розміщена захищаєма система (територія, будинки, помешкання, сховища інформаційних носіїв і т.д.), шляхом установлення відповідних постів технічних засобів охорони, що запобігають розкрадання інформаційних носіїв, а також несанкціонований доступ до апаратури і каналів зв'язку.
Системи охоронної сигнализації можна умовно віднести до одного з двох основних видів: автономні і централізовані. В свою чергу, автономні системи охоронної сигнализації можуть подавати сигнал тривоги на місці установки або передавати повідомлення на віддалений пульт. Централізовані системи охоронної сигнализації звичайно припускають наявність пульта, на якому відображається стан об'єктів що охороняються, і чергового персоналу.
Мал.1.2.
Найбільше поширення серед відомчих систем охоронної сигнализації раніше одержали системи, у яких апаратура аналізу стану об'єктів що охороняються зосереджена на центральному пульті, а зв'язок із розташованими в охоронних помешканнях датчиками здійснюється по виділених провідних лініях. У загальногромадянських системах сигналізації (позавідомча охорона) апаратура аналізу стану об'єкта знаходиться в помешканні що охороняється, а зв'язок її з апаратурою центрального пульта здійснюється по лініях телефонного зв'язку.
Цим системам охоронної сигналізації властиві такі недоліки:
1. Наявність провідного зв'язку між помешканням що охороняється і центральним пультом, а також досить прості сигнали в лініях зв'язку лишають можливість підключення до цих ліній із метою злочинного порушення правильного функціонування системи.
2. Обмеження по числу абонентів у зв'язку концепцією апаратного рішення.
3. Якість телефонних і виділених ліній зв'язку недостатньо високе для забезпечення високої надійності роботи системи. Підтримка їх у робочому стані пов'язана з додатковими поточними витратами.
4. Підключення нових об'єктів потребує наявності телефонної або прокладки виділеної лінії зв'язку, що збільшує розмір початкових витрат і обмежує можливість розширення системи.
5. У рамках, існуючих систем неможливо без істотних капітальних вкладень підключення віддалених окремо розташованих об'єктів.
Крім очевидних недоліків першого варіанту, практика їх застосування в останні роки виявила такі особливості, як конфліктність із факсами, що залишаються на ніч в автоматичному режимі, автовідповідачами телефонів
Основною характерною рисою діяльності підприємства, пов'язаного з обробкою і передачею підлягаючій захисту інформації є функціонування системи захисту інформації як комплексу програмно-технічних засобів і організаційних рішень, що передбачають:
· урахування, збереження і видачу користувачам інформаційних носіїв, паролів, ключів;
· ведення службової документації служби захисту інформації (генерацію паролів, ключів, супровід правил розмежування доступу);
· оперативний контроль за функціонуванням служби захисту інформації;
· контроль за ходом технологічного процесу опрацювання і передачі інформації шляхом реєстрації аналізу дій користувачів, сигналізації про небезпечні події.
Для надійного захисту території об'єктів сучасний комплекс повинен містити в собі такі основні компоненти:
· механічну систему захисту;
· пристрій оповіщення про спроби вторгнення;
· оптичну (телевізійну) систему впізнання порушників;
· центральний пост охорони, що здійснює збір, аналіз, реєстрацію й представлення повідомлень, що надходять, а також керування периферійними пристроями (брамою, загородженнями й ін);
· персонал охорони (патрулі, чергові на центральному посту).
У якості механічних засобів захисту використовуються: цегельні або кам'яні стіни, рови, огорожі, спеціальні дротові огородження, штахети й ін. Ці перешкоди можуть мати багаторядну систему для збільшення часу опору порушнику.
Сповіщення про вторгнення на територію що охороняється здійснюється за допомогою різноманітних датчиків. У системах захисту периметру території без огорожі використовують мікрохвильові, інфрачервоні, ємнісні й електричні датчики.
Мікрохвильові системи грунтуються на контролю інтенсивності СВЧ спрямованого випромінювання передавача, що сприймається приймачем. Спрацьовування сигналізації відбувається при перериванні цього спрямованого випромінювання. Помилкові вмикання сигналізації (помилкова тривога) можуть бути обумовлені переміщенням у контрольованій зоні тварини, впливом рослинності, атмосферних опадів, пересуванням транспортних засобів, а також впливом сторонніх передавачів.
У інфрачервоних системах між передавачем і приймачем контролюється інтенсивність монохроматичного світлового випромінювання в невидимій ІЧ області. Спрацьовування сигналізації відбувається при перериванні одного або декількох світлових променів. Помилкові вмикання сигналізації можуть бути обумовлені переміщенням у контрольованій зоні тварин, сильним туманом або снігопадом.
Принцип дії ємнісної системи оповіщення грунтується на формуванні електростатичного поля між паралельно розташованими передаючими і сприймаючими дротовими елементами спеціального огородження. Спрацьовування сигналізації відбувається при реєстрації визначеної зміни електростатичного поля, що має місце при наближенні людини до елементів огородження. Помилкові вмикання сигналізації обумовлені переміщенням тварини, впливом рослинності, зледенінням елементів огородження, атмосферними впливами або забрудненням ізоляторів.
Електричні системи оповіщення базуються на використанні спеціального огородження з дротового матеріалу, що проводить струм. Критерієм спрацьовування сигналізації є реєстрація змін електричного опору елементів, що проводять струм при дотику до них. Помилкові вмикання сигналізації можуть бути викликані тваринними, рослинністю або забрудненням ізоляторів.
Останнім часом з'явилися системи, засновані на інших принципах [46,47].
Системи об'ємного контролю помешкань і територій. Вони засновані на тому, що фіксується об'ємне поле, утворене датчиком-генератором (СВЧ, ІЧ, ультразвук і ін). При появі стороннього об'єкта конфігурація поля змінюється, що і фіксується приймачем.
Системи, що реагують на зміну якихось фізичних параметрів оптичних кабелів при торканні й ін.
У механічних системах захисту території (огорожа, будинки, стіни, вікна і т.д.) використовуються різноманітні датчики: вібраційні, акустичні, електричні перемикачі (з контактами), електричні дротові елементи (спрацьовування відбувається при деформації їх).
Широке поширення знайшли телевізійні системи спостереження й оповіщення.
Для запобігання вторгнення на територію, що охороняється, використовується система, у якій знаходять застосування освітлювальні або звукові сигнальні установки. У обох випадках порушник, що намагається проникнути на територію що охороняється, інформується про те, що він виявлений охороною, що робить цілеспрямований психологічний вплив. Крім того, використання освітлювальних установок забезпечує сприятливі умови для дій охорони.
Складні комплекси захисту територій що охороняються, які складаються, як правило, із декількох систем, можуть ефективно функціонувати за умови, що робота всіх технічних установок постійно контролюється й управляється центральним пристроєм.
Врахував підвищене психологічне навантаження чергових центрального посту, необхідність оперативної виробітки і реалізації оптимальних рішень у випадку тривоги, до центральних пристроїв комплексів захисту пред'являються особливі вимоги. Так, вони повинні забезпечувати автоматичне виконання всіх необхідних процедур. У пристрої пам'яті повинен бути записаний перелік заходів, що здійснюються при вмиканні в центральному посту сигналізації тривоги. Доцільно, щоб цей перелік автоматично виводився на екран монітора. Важливу роль грає і рівень ергономіки апаратури, якою споряджуються робочі місця чергових охоронців.
Відповідно до сучасних вимог, центральний пристрій повинен забезпечувати автоматичну реєстрацію і відображення всіх повідомлень, що надходять у центральний пост, і сигналів тривоги. Відображення повідомлень здійснюється за допомогою монітора, на екран якого виводиться схематичний план що охороняється території з оцінками датчиків системи, що спрацювали, оповіщення.
Відомо застосування шумоподібних (широкосмугових) сигналів (ШСС) для пристроїв охоронної сигналізації по радіоканалу.
При розробці вітчизняних радіосистем аудіоконтролю необхідно виконання таких основних вимог, як підвищена скритність для пошукового приймача, висока перешкодозахищеність каналу передачі, широкий частотний діапазон, якісна передача аудіоінформації. Тільки застосування ШСС дозволяє задовольнити настільки великим вимогам. Для зниження можливості виявлення радіолінії пошуковим приймачем у схему вводяться елементи дистанційного керування (ДК). Введення додаткового радіоканалу керування дозволяє з урахуванням специфіки застосування істотно знизити енергозатрати при роботі системи аудіоконтролю в пасивному режимі.
При цьому розглядається два види сигналів, що відрізняються засобом введення інформаційної складової: ШСС1 — фазова маніпуляція несучої частоти двома квазіортогональними псевдовипадковими послідовностями (ПВП), ШСС2 — частотна модуляція інформаційним сигналом несучої частоти з фазовою маніпуляцією що кодовиробляє ПВП.
Практична реалізація пристрою аудіоконтролю орієнтована на використання одного з видів сигналів.
Практична реалізація приймачів шумоподібних сигналів можлива тільки на основі спеціального кореляційного опрацювання, розробленого і застосованого в космічних засобах передачі інформації, радіонавігації, радіолокації і сотових мережах зв'язку. З іншого боку, якісна передача інформації в системах аудіоконтролю потребує, щоб швидкість передачі була не менше 100 Кбіт/с. Сучасна елементна база дозволяє забезпечити побудову тракту приймального пристрою зі смугою по проміжній частоті = 10-20 МГц. У такому випадку потенційний виграш по опрацюванню ШСС, що подає собою відношення вихідного сигналу сигнал/перешкода до вхідного, складе 20дБ. Забезпечення такого виграшу багато в чому визначається тим, наскільки вдало буде обраний тип ШСС. При цьому припускається як вибір ПВП, так і засіб введення інформаційного сигналу. Мінімально можливе значення відношення сигнал/перешкода на вході обмежується чутливістю приймальної частини системи. Використовуване кореляційне опрацювання ШСС є оптимальне при наявності перешкоди типу білого шуму. На практиці виникають додаткові втрати за рахунок впливу інших перешкод.
1.6. Проблематика криптографии Короткий історичний огляд розвитку криптографії і криптографічних методів
Передусім необхідно відмітити не треба плутати з криптографією латентний (симпатичний) лист, суть якого в прихованні видимості написаного. Наприклад, напис, зроблений молоком на білому папері, не видний без нагріву паперу. У перекладі з грецького криптографія — це тайнопис (в широкому значенні). У криптографії текст видний, але не може бути прочитаний. Криптографія використовує перетворення одних знаків в інші (взяті з того ж самого або іншого алфавіта).
Державна і військова переписка виникла в глибокій старовині і супроводилася винаходом різних криптографічних методів для захисту цієї переписки від противника [9].
продолжение
--PAGE_BREAK--Так за 400 років до н. е. в Спарте використовувалося шифрування на круговому циліндрі. На циліндр намотувався сувій, після чого по сувою паралельно осі циліндра записувався текст рядок за рядком. У результаті на розгорненому сувої букви розташовувалися без видимого порядку. Для прочитання послання одержувач повинен був намотати сувій на точно такий
же циліндр.
Мал.1.3. Основні етапи розвитку криптографії.
За 300 років до н. е. в Греції був написаний труд «Тактікус» про приховані повідомлення. За 200 років до н. е. винайдений полібіанський
квадрат, що містив 5(5=25 кліток для двадцяти чотирьох букв грецького алфавіта і пропуску, вписаних в довільному порядку. При шифруванні тексту потрібна буква відшукувалася в квадраті і замінювалася на іншу з того ж стовпця, але вписану рядком нижче. Буква, яка знаходилася в нижньому рядку квадрата, замінювалася на іншу з верхнього рядка того ж стовпця. Одержувач, що мав точно такий же квадрат, проводив розшифровку повідомлення, виконуючи вказаний операції в зворотному порядку.
Цезар в переписці з Цицероном використав те, що в цей час називають шифром заміни. Метод Цезаря складається в наступному. Спочатку кожній букві алфавіта зіставляється її порядковий номер. Потім при шифруванні записується не сама буква, а та, чий номер більше на ціле число K, зване ключем. Для алфавіта, що містить m букв, правило шифрування виглядає так:
n = K + l mod m,
де n — номер букви, отриманої внаслідок шифрування букви з номером l. Здесь використана операція обчислення по модулю, рівний m, при виконанні якої записується не сама сума K + l, а залишок від розподілу цієї суми на m.
Узагальнення шифру Цезаря — це шифр простої заміни. Його суть полягає в тому, що всі букви алфавіта замінюються на інші букви, того ж алфавіта, за правилом, яке є ключем. Наприклад, а замінюється на в, би — на з, в — на в,..., я — на м. Кількість можливих при такому шифруванні перестановок, відповідна алфавіту з об'ємом m = 32, складає m! =32! =2.631035. Якщо в одну секунду при простому переборі застосовувати мільйон ключів, то загальний час на дешифрування становитиме 8.31021 років.
Розвитком шифру простої заміни став шифр Блеза Віженера (XVI повік, Франція). У цьому шифрі ключем служить слово, т.е. послідовність з порядкових номерів букв ключа. Ключ, при необхідності повторюючись, підписується під повідомленням, після чого виконується складання по модулю m в кожному стовпці, що містить по одній букві повідомлення і ключа.
Криптографією займалася багато яка відома математика, така як Вієт, Кардано, Лейбніц і, нарешті, Френсіс Бекон, який запропонував двійкове кодування латинського алфавіту.
У Росії самостійна криптографічна служба була уперше організована Петром I, який під впливом спілкування з Лейбніцом заснував циферну палату для розвитку і використання криптографії.
Промислова революція в розвинених країнах привела до створення шифрувальних машин. У кінці XVIII століття Джефферсоном (майбутнім третьому президентом США) були винайдені шифруючі колеса. Першу практично працюючу шифрувальну машину запропонував в 1917 р. Вернам. У тому ж році була винайдена роторна шифрувальна машина, що згодом випускалася фірмою Сименс під назвою «Енігма» (загадка), — основний противник криптографів Союзних держав в роки Другої світової війни.
Неоцінимий внесок в криптографію вніс К. Шеннон, особливо своєю роботою «Математична теорія зв'язку» 1948 року. У 1978 році Діффі і Хеллман запропонували криптосистеми з відкритим ключем. У 1977 році США був введений відкритий Федеральний стандарт шифрування для несекретних повідомлень (DES). У 1992 році вводиться відкрита вітчизняна система шифрування ГОСТ (див. схему на мал. 1.3) [5,6,7].
Одночасно з вдосконаленням мистецтва шифрування йшов розвиток і криптоаналізу, предметом якого було розкриття криптограм без знання ключів. Хоч постійне змагання між шифруванням і криптоаналізом продовжується і в цей час, однак є ряд істотних відмінностей сучасного етапу від попереднього.
1. Широке використання математичних методів для доказу стійкості шифрів або для проведення криптоаналізу.
Використання коштів швидкодіючої, спеціалізованої обчислювальної техніки.
Відкриття нового вигляду криптографії з більш «прозорими» методами криптоаналізу (криптографія з відкритим ключем).
Поява нових додаткових функцій, крім шифрування і дешифрування.
Використання новітніх фізичних методів в криптографії (динамічний хаос, квантова криптографія, квантовий комп'ютер).
1.7. Стандартизація методів і засобів забезпечення інформаційної безпеки за кордоном Розробка стандартів для забезпечення безпеки передачі інформації за кордоном почалася з нині широко відомого стандарту DES, що реалізує алгоритм захисту з ключем блокової структури. Потім були опубліковані й інші стандарти.
Міжнародна організація стандартизації ISO почала роботу з цієї проблеми в 1980 р. з утворення Робочої Групи WG1 Технічного Комітету ТС97, відповідального за питання обробки інформації. Пізніше WG1 перетворена в підкомітет під найменуванням TC97/SC20. Стандарти по безпеці передачі даних охоплюють декілька підрозділів: алгоритми, режими використання, удосконалення зв'язкових протоколів, керування ключами, аутентифікація і т.д. Стандарт DES, обумовлений як алгоритм криптографії, був перероблений у міжнародних термінах. Зберігши стару внутрішню логічну структуру, стандарт був поданий у якості міжнародного і відомий як алгоритм Data Encipherment Algorithm 1 (DEA1) із номером 8227 по класифікації ISO. Аналогічно, відомий стандарт на криптосистему з привселюдним ключем RSA був також перероблений ISO і зареєстрований під номером 9307.
У Європейському інституті стандартів по телекомунікаціях (ETS!) проводиться велика робота зі стандартизації методів забезпечення безпеки при передачі інформації з різноманітних каналів. Працює Консультативна Група по методах забезпечення безпеки (STAG Security Techniques Advisory Group), що разом з іншими консультативними групами готує технічні звіти і проекти стандартів. Видано докладний каталог стандартів, технічних звітів і оглядових документів ETSI. Нижче приводиться перелік технічних комітетів ETSI, стандартів і звітів, що стосуються проблем безпеки інформації при передачі по каналах зв'язку різноманітного призначення.
ETSS Memorandum М1Т06, т.1.2. Каталог вимог Європейських стандартів по системах забезпечення інформаційної безпеки.
ТС/ВТС Системи ділового зв'язку. Підкомітет STC/BTC4 підготовлює технічний протокол, що буде включати аспекти забезпечення безпеки в широкосмугових мережах. Документ DTR/BTC 04002: «Приватні мережі, широкосмугові. Аспекти експлуатації і міжз’єднань».
STC/NA6 Інтелектуальні мережі підготовлений документ DTR/NA 061201. "Інтелектуальні мережі. Вимоги по безпеці для глобальних інтелектуальних мереж". Схвалений у жовтні 1994 р.
STC/NA7 Універсальний персональний зв'язок.
Універсальний персональний зв'язок є службою електрозв'язку, що забезпечує користувачам можливість рухливого радіозв'язку для вхідних і вихідних викликів. Передбачається, що служба не буде залежати від типу термінала і використовуваної мережі. До кінця 1991 р. експертна група з питань безпеки ETSI заснувала робочу групу NA7 із метою визначити архітектуру і стандарти, що забезпечують безпеку на різноманітних стадіях розвитку системи персонального зв'язку. Хоча робота над проблемами універсального персонального зв'язку була розпочата у ИК1 МСЭ, проте питання безпеки там не торкалися. В даний час перша стадія роботи закінчена. Розроблено такі документи.
ETR 0554. Універсальний персональний зв'язок. Концепція служби. Частина 4: Вимоги служби по забезпеченню безпеки.
ETR 05511. Універсальний персональний зв'язок. Концепція служби. Частина 11: Вимоги служби по захисту інформації.
ETR 083. Універсальний персональний зв'язок. Загальна архітектура забезпечення безпеки.
NATR014. Універсальний персональний зв'язок. Алгоритм аутентифікації.
DTR/NA 072402. Універсальний персональний зв'язок. Специфікація вимог до алгоритмів забезпечення безпеки.
ETR 0554. Універсальний персональний зв'язок. Частина 4: Вимоги служб до механізмів забезпечення безпеки.
DE/NA072401. Універсальний персональний зв'язок. Реалізація архітектури по забезпеченню безпеки.
DE/NA072401. Універсальний персональний зв'язок. Тести для реалізації архітектури по забезпеченню безпеки.
STC NA/STAG Консультативна група по методах забезпечення безпеки.
Консультативна група організована для підтримки заходів щодо забезпечення безпеки в складі ETSI. Вона розробила робочу програму по реалізації політики стандартизації по забезпеченню безпеки. Розроблено документи:
DTR/NA002401, Посібник із стандартів ETSI позабезпеченню безпеки.
DTR/NA002501, Напрямок і методи для ідентифікації, аналізу і документування вимог по безпеці для систем і служб телекомунікації.
DTR/NA002502, Основні напрямки в стандартизації безпеки.
TCRTR028, Словник термінології по стандартизації.
DTR/NA002602, Методи керування безпекою.
DTR/NA002603, Напрямки інтеграції механізмів забезпечення безпеки в стандарти ETSI.
DTR/NA002604, Посібник із визначення вимог для криптографічних алгоритмів.
STC/RES3 Цифрові Європейські безпровідникові системи зв'язку. У структурі забезпечення безпеки група RES3 займається питаннями взаємної аутентифікації рухливої і фіксованої частин системи, а також забезпечення конфіденціальності користувачів і переданих даних. Визначаються алгоритми аутентифікації і криптозахисту. Розроблено документи:
ETS 3001757. Радіопристрої і системи. Цифрові Європейські безпровідникові системи зв'язку. Частина 7. Особливості забезпечення безпеки.
ETS 3001757. Цифрові Європейські безпровідникові системи зв'язку. Частина 7. Переваги забезпечення безпеки.
ETS 300331, Цифрові Європейські безпровідникові системи зв'язку. Модуль підтвердження ідентичності.
STC/RES6, Трансєвропейські транкінгові радіосистеми. У складі ETSI створений підкомітет RES6, організований як експертна група по безпеці зв'язку. На першому етапі визначена конфіденціальність трафіка по радіоканалам, аутентифікація користувачів, каналів керування віщанням і ін. Розроблено документи:
ETR 0863, Трансєвропейські транкінгові радіосистеми. Частина 3. Аспекти безпеки.
priETS 3003927. Трансєвропейські транкінгові радіосистеми.
Служби «промова+дані». Частина 7: Безпека.
priETS 3003927, Трансєвропейські транкінгові радіосистеми.
Оптимізовані системи пакетного зв'язку. Частина 7: Безпека.
SAGE Консультативна Група по алгоритмах забезпечення безпеки.
Група створена для розробки всіх криптографічних алгоритмів для стандартів ETSI, а також алгоритмів за межами ETS!.. Група склала специфікації на алгоритми криптозахисту для GSM систем. В даний час група працює над алгоритмом аутентифікації ТЕ9 і над алгоритмом шифрування для стандарту ТЕ10. Розроблено документи:
SAGETR 001. Вимоги для криптоалгоритмів для використання в аудіовізуальних системах.
SAGETR 0012. Звіт «Розробка алгоритму шифрування А5/2 для систем GSM».
S1.1.2.2. Проектування безпечних систем методи криптографії.
TC/SMG Мобільні системи цифрового зв'язку.
Група визначає архітектуру забезпечення безпеки для загальноєвропейської системи первинного зв'язку GSM. Головною ціллю є забезпечення аутентифікації рухливих абонентів і забезпечення конфіденціальності передачі по радіоканалам. Передбачається розробити до семи стандартів криптозахисту для систем GSM. На першому етапі розроблено два стандарти. На другій фазі передбачається поліпшення якості інших служб, у першу чергу обміну даними. Розроблено документи:
prETS 300506. Аспекти забезпечення безпеки (GSM 02.09).
prETS 300509. Модуль ідентифікації абонента (GSM 02.17).
RTS/SMG 030408В. Сигнальна підтримка алгоритму повторного шифрування (GSM 04.08).
prETS 300534. Мережні функції, що відносяться до безпеки (GSM 03. 20).
prETS 300614. Керування безпекою (GSM 12.03).
Серед багатьох переваг цифрових методів передачі аналогових повідомлень важливим є можливість захисту інформації порівняно простими засобами. У системах мобільного зв'язку типу GSM захист здійснюється шифруванням переданого радіосигналу незалежно від виду переданого повідомлення (промова, дані, сигнали керування й ін). Шифрування по алгоритму А5 здійснюється накладенням ПСП на потік переданих даних. Загальна структура алгоритму А5 загальновідома, проте конкретний різновид і ключ змінюються від сеансу до сеансу. Є також додаткові рівні захисту, що не публікуються. Ними володіють лише ті європейські оператори GSM, що підписали спеціальну угоду. Алгоритм А5 достатньо простий і реалізується апаратно у вигляді одного чіпу ВІС. Конкретні відомості про засоби захисту інформації в системі GSM містяться в специфікаціях/19/.
ETS 300506 (GSM 02.09). Аспекти безпеки.
У наземній мережі первинного сотового радіозв'язку GSM як користувачі, так і оператор мережі повинні бути захищені від несанкціонованого втручання третіх осіб. Заходи для забезпечення безпеки зв'язку розглядаються як додаткові послуги, що вибираються користувачем або включаються у функції мережі при наданні загальних послуг зв'язку. Метою цього стандарту є визначення особливостей забезпечення безпеки і відповідних рівнів захисту.
ETS 300534 (GSM 03. 20). Функції мережі для забезпечення безпеки.
Стандарт визначає функції мережі GSM, необхідні для забезпечення безпеки служб і функцій, описаних у рекомендаціях GSM 02.09.
При розробці й експлуатації сучасних систем супутникового зв'язку особлива увага приділяється використанню технічних засобів захисту інформації. Найбільше часто використовується стандарт DES, у тому числі і для урядового зв'язку. Стандарт DES використовується також у недержавних структурах, у тому числі для обслуговування банків і інших служб обертання грошей. У ряді випадків знаходить застосування метод захисту з відкритим ключем RSA.
Поряд із багатоканальними системами супутникового зв'язку типу INTELSAT широко використовуються мережі зв'язку з малими станціями VSAT (Very Small Aperture Terminal термінал із малою апертурою антени), що забезпечують малоканальний (персональний) супутниковий зв'язок. Обмін даними через супутник ретранслятор забезпечується з застосуванням ефективних засобів технічного захисту. У мережах малих станцій, що впроваджуються в Росії, часто застосовується алгоритм, обумовлений стандартом ГОСТСТАНДАРТ 2814789 [5, 6, 7]. Він перевершує стандарт DES по ряду показників, проте потребує великих обчислювальних витрат.
2. Математичні основи шифрування-дешифрування діскретних повідомлень 2.1. Прийняті позначення М — алфавіт джерела повідомлення, - об’єм алфавіта джерела, - послідовність довжини n із символів алфавіта джерела повідомлення,
- послідовність із символів алфавіта джерела повідомлення,
М — символи алфавіта джерела повідомлення,
- численність усіх можливих послідовностей довжини n,
К — алфавіт ключів (ключових даних), - об’єм алфавіта ключа,
- послідовність довжини N із символів алфавіта ключа,
- послідовність із символів алфавіта ключа,
К — символ алфавіта ключа,
- численність усіх можливих послідовностей ключа довжиной N,
- об’єм численності усіх можливих послідовностей ключів довжини N,
- ключова послідовність, яку використовують для шифрування,
- ключова послідовність, яку використовують для дешифрування,
Е — алфавіт джерела кріптограми, - об’єм алфавіта кріптограми,
- послідовність довжини n із символів алфавіта Е,
- послідовність із символів алфавіта кріптограми,
Е — символ алфавіта кріптограми,
- численність усіх можливих послідовностей кріптограми довжиной n,
- об’єм численності усіх можливих послідовностей довжини n,
Å — додавання по модулю 2 (mod2).
2.2. Модель шифрування-дешифрування діскретних повідомлень Будемо далі, як правило, розглядати шифрування-дешифрування так званих діскретних повідомлень, які можуть бути представлені сигналами, які мають кінцеве число станів. Це дані, печатні тексти, а також речові сигнали та зображення, якщо вони попередньо перетворені у діскретні (цифрові) сигнали. У випадку аналогового сигнала (як правило) використовують інші методи, які будуть розглядатися далі.
продолжение
--PAGE_BREAK--Математичною моделлю системи шифрування-дешифрування називають пару функцій
(2.1)
які перетворюють повідомлення у кріптограму за допомогою ключа шифрування та навпаки, кріптограму у повідомлення за допомогою ключа дешифрування . Обидві функції, які задають кріптосистему, повинні задовольнити таким вимогам:
функція f(,) та g(,) при відомих аргементах розраховуються просто.
функція g(,?) при невідомому ключі розраховується складно.
Передбачається, що ключ дешифрування невідомий нелегальним користувачам, хоч вони і можуть знати функції f(,) та g(,), а також ключ шифрування . (Остання умова складає так званий принцип Казиски).
Слід розрізняти три основних вида нападу (атаки) опонентів на кріптограму:
Напад при відомій кріптограмі .
Напад при відомій частині кріптограми та повідомлення , яка відповідає певній частині криптограми, яку отримали при використанні того ж самого ключа (атака при частково відомому відкритому повідомлені).
Напад при відомій криптограмі та спеціально вибраній частині повідомлення, яка відповідає цій частині кріптограми, яку отримали на тому ж ключі (атака з частково вибраними відкритими повідомленнями).
Сучасні кріптосистеми важаються стійкими, якщо вони стійки до всіх трьох атак.
Для кріптосистем, які шифрують повідомлення з невисокими вимогами до ймовірності помилки при передачі (цифрова реч, цифрове зображення), необхідно дати четверту, додаткову вимогу.
Дешифрування після передачі кріптограми по каналам зі спотвореннями не повинно збільшувати число помилок у порівнянні з тим числом помилок, які виникли у каналі зв’язку внаслідок спотворень, іншими словами не повинно відбуватися розмноження помилок.
Пояснемо суть поняття розмноження помилок. Нехай при передачі кріптограми по каналу зв’язку виникли помилки (див. мал.2.1).
,t
Мал.2.1. Система шифрування-дешифрування.
Місцезнаходження та величина помилок визначаються вектором помилок . При двоїчній системі передачі прийнята криптограма буде мати вигляд , де знак Å означає побітне додавання по модуля два, а загальне число помилок t дорівнює нормі векторів помилок , тобто t=. Число помилок t’ у розшифрованому повідомлені підраховується як
(2.2)
Помилки не розмножуються при умові, що t’=t.
Якщо ключ шифрування дорівнює ключу дешифрування, тобто
==, (2.3)
то система називається сіметричною (одноключовою). Тоді у пункти шифрування та дешифрування повинні бути доставлені однакові ключі. Якщо ¹, то система шифрування називається несіметричною (двоключовою). У цьому випадку ключ доставляється у пункт шифрування, а - у пункт дешифрування. Оба ключа повинні бути зв’язані функціональною залежністю =j(), але такою, щоб відомому ключу шифрування неможливо було б відтворити ключ дешифрування. Для несиметричних систем шифрування j() повинна бути складно розрахуємою функцією. У такій системі є можливість секретним чином розподіляти серед законних користувачів тільки їх ключі дешифрування, а ключі шифрування зробити відкритими та оприлюднити, наприклад у загальнодоступному довіднику. Розглядаєма система тому називається системою з відкритим (загальнодоступним) ключом . Кріптосистема з загальнодоступним ключом (Public key criptosystem) була вперше запропанована Діффі та Хелманом у 1978р.
У цій частині курсу будуть розглядатися тільки одноключові системи.
2.3 Особливі крітерії стійкості кріптосистем Існують два основних класа стійкості кріптосистем:
Ідеально (безумовно) стійкі, або досконалі системи, для яких стійкість кріптоаналізу (дешифрування) без знання ключа не залежить від розрахункової потужності опонента. Ми будемо називати їх теоретично недешифруємими.
Розрахунково стійкі системи, у якіх стійкість кріптоаналізу залежить від розрахункової потужності опонента.
Система є теоретично недешифруємою, якщо будь-яка криптограма , отримана у ній, при відсутності знання про ключ , не містить ніяких відомостей про повідомлення , зашифроване у цю кріптограму. У відповідності з терією інформації це має місце, коли (при відсутності відомостей про ключ) дорівнює нулю взаємна інформація між численністю повідомлень М та численністю кріптограм Е, тобто І(Е, М) =0, де І(Е, М) =Н(М) — Н(М/Е), Н(м) — ентропія джерела повідомлень, Н(М/Е) — умовна ентропія численності повідомлень М при заданій численності криптограм Е.
При ідеальному шифруванні фактично виникає «обрив канала» від легальних користувачів до опонентів.
Равносильне визначення ідеального шифрування встановлює незалежність будь-якої пари та від численності повідомлень та численності кріптограм, тобто тоді, коли умовна ймовірність передачі визначеного повідомлення при отриманні визначеної криптограми залишається завжди рівною апріорній ймовірності передачі цього повідомлення.
(2.4)
З визначення ТНДШ видно, що найкращій засіб кріптоаналізу для такої системи при невідомому ключі дешифрування складається в ігноруванні кріптограми та в випадковому угадуванні повідомлень по відомій апріорно ймовірності.
Розглянемо приклад побудови теоретично недешифруємих систем (див. мал.2.2).
Припустимо, що повідомлення є двоїчною послідовністю довжини n. Тоді можна формувати кріптограму як двоїчну послідовність такої ж довжини n за наступним правилом:
(2.5)
використовуючи побітне додавання Å з ключем , який також є двоїчною послідовністю довжини n.
Наприклад,
011001101111010001110
Å
010011110101100110101
___________________________
001010011010110111011
При відомому ключі , який повинен бути переданий на сторону прийому будь-яким секретним чином, повідомлення легко відновлюється по тій же формулі, по якій прводилося шифрування
(2.6)
Покажемо, що якщо двоїчні елементи ключа вибираються взіємнонезалежними та равноймовірними, то цього достатньо, щоб описана вище система була ТНДШ.
Елементи ключа вибирають незалежно, тому достатньо довести рівність Р(М|Е) =Р(М) для одного елемента. По формулі Бейеса
(2.7)
Із графа, який представлено на мал.2.3. і який показує можливості шифрування при рівноймовірних символах ключа слідчить, що , .
Звідси р(Е) =р(М=0) р(Е|М=0) +р(М=1) р(Е|М=1) =0.5(р(М=0) +р(М=1)) = 0.5 і отимаємо
(2.8)
Останнє рівняння і є умовою теоретичної недешифруємості.
Відзначимо, що дана система має суттєвий недолік, який полягає у тому, що потрібна довжина ключа N повинна дорівнювати довжині повідомлення, тому необхідна генерація, передача у секреті, зберігання великого числа біт ключа, що робить розглядаєму систему дорогою та непридатною для масового використання, доступною лише для привілейованих користувачів. Але поки на доведено, що умова n=N є необхідною для побудови ТНДШ.
Доведемо: необхідна умова ТНДШ складається з того, що число можливих кодів, використовуємих у ТНДШ повинно бути не менш, ніж число повідомлень, які засекречуються на цих ключах. Дійсно, нехай є L можливих повідомлень . Виберемо фіксований ключ . При одному й тому ж ключі різні повідомлення переходять у різні кріптограми з ймовірністю (граф такої системи
шифрування — на мал.2.5.
Мал.2.5. Граф шифрування одним ключом.
Мал.2.6. Граф шифрування в одну криптограму.
Оскільки передбачається, що система є ідеальною, то по визначенню для будь-якого повідомлення та кріптограми повинна виконуватися умова: , з якого, враховуючи, що
(2.9)
і виходить, що . Тоді для будь-якої обраної кріптограми (наприклад ) існують нульові ймовірності переходу у неї з будь-якого повідомлення , але оскільки різні повідомлення можуть переходити в одну й ту ж саму кріптограму тільки на різних ключах, то кожному такому переходу можуть відповідати різні ключі .
Відповідний граф для отримання кріптограми представлений на мал.2.6. Тоді ми отримаємо стільки ж ключів, скільки є повідомлень, тобто R.
Нехай ключ представляє собою послідовність довжиною N із алфавіта К об’ємом . Тоді загальне число ключів буде дорівнювати . Порівнюючи це число ключів з числом повідомлень , де m — об’єм алфавіта джерела, n — довжина повідомлення, отримаємо, що необхідна умова ТНДШ приймає вигляд
, або (2.10)
У частному випадку, коли L=m, отримаємо, що N=n, що співпадає з достатньою умовою, яку отримали вище для прикладу двоїчного кодування по модулю два.
Але нема необхідності шифрувати усі послідовності, які можна скласти із символів джерела повідомлень. У дійсності можна шифрувати тільки так звані «типічні» послідовності, які з’являються з ненульовою ймовірністю.
Із теорії інформації бачимо, що при число типових послідовностей ~, де H(M) — ентропія джерела повідомлення. Типові послідовності приблизно рівноймовірні, їх сумарна ймовірність збігається до одиниці. На підставі раніше доведеного твердження, шифруючи тільки типові послідовності, отримаємо необхідну умову ТНДШ:
, або (2.11)
Оскільки для будь-яких джерел Н(М)
Таким чином, необхідною умовою ТНДШ є пропорційність довжини ключа довжині послідовності. Тільки коефіцієнт цієї пропорційності для надлишкових джерел може бути декілька зменшений в порівнянні з одиницею.
Приклад: нехай задані такі параметри джерела повідомлень та ключа: L=2, m=32, ентропія джерела Н(М) =0.5 біта на букву. Тоді при шифруванні усіх послідовностей джерела довжина ключа повинна бути N=5n, тоді як після стиснення повідомлення такого джерела вони можуть бути зменшені вдвічи.
2.4. Поняття про відстань єдиності Розглянемо декілька інший підхід до поняття стійкості кріптосистеми, яка не залежить від розрахункової потужності опонента, який зв’язан з невизначеністю дешифрування при відомому ключі.
Будемо вважати, що опоненту відома кріптограма Е та опис системи шифрування-дешифрування симетричної кріптосистеми, тобто функції f(M,K) та g(E,K), але невідомий ключ К. Використовуючи до прийнятої кріптограми Е усі можливі ключі К, можна спробувати відновити повідомлення, коли серед численності ключів тільки один є вірним, тоді як інші — помилкові. Відбраковку ключів можна виконувати, використовуючи крітерій, який полягає у отриманні осмисленного текста. Однак може статися, що одній кріптограмі будуть відповідати декілька осмисленних розшифровок. У цьому випадку навіть при необмеженій розрахунковій потужності опонента немає засобу, щоб знайти істиний ключ та відновити дійсно зашифроване повідомлення.
- осмислених «типічних» повідомлень.
- безглуздих повідомлень.
Мал.2.7. Розшифровка кріптограми тотальним перебором ключів.
Нехай одній кріптограмі відповідає S осмислених розшифровок (мал.2.7). З них очевидно будуть помилкові, та одна істинна. Передбачемо також, що алфавіти повідомлень та кріптограм, а також довжини послідовностей повідомлень та кріптограм співпадають.
Якщо вдасться побудувати кріптосистему, яка для кожної кріптограми дає дуже велике число помилкових розшифровок, то її можна буде також важати стійкою, оскільки при будь-якій розрахунковій потужності стане неможливим визначити, яка з припущених розшифровок є істинною. Нижня межа для середнього числа помилкових розшифровок у випадку використання кріптосистеми з ключом довжини N, з об’ємом алфавіта ключових даних L, при шифруванні джерела повідомлення з ентропією Н(М) визначається теоремою Шеннона-Хелмна:
(2.15)
де m — об’єм алфавіта, n — довжина повідомлення (кріптограма). Із даного відношення видно, що якщо показник степені більше нуля та достатньо великий, то середнє число помилкових розшифровок буде дуже великим і систему шифрування можна вважати стійкою.
Але з ростом довжини прийнятої кріптограми та при фіксованому числі ключів, показник степені буде падати і коли він наблизиться до нуля, то можна важати, що помилкових розшифровок не буде, тобто нульове значення показника степені є критичним: при довжині кріптограми , де - довжина кріптограми, яка обертає в нуль показник степені, кожна кріптограма може бути розсекречена єдиним чином, а прі це не так. Величина дає ту мінімальну довжину кріптограми, починаючи з якої помилкові розшифровки будуть відсутні, отже, при переборі всіх ключів кожній кріптограмі буде відповідати єдине повідомлення, яке дійсно передавалося. Така довжина кріптограми називається відстанью єдиності . Знайдемо цю відстань, прирівнюючи до нуля показник степені у (2.15). Розв’язуючи отримане рівняння, знаходимо формулу Шеннона для відстані єдиності.
(2.16)
Важливий висновок, вірний для будь-яких кріптосистем, складається у тому, що якщо опонент перехватив кріптограму довжини , то він завжди зможе без знання ключа розшифрувати її єдиним правильним чином.
Аналіз формули для відстані єдиності показує, що чим менш надлишковим є джерело, тобто чим більше Н(М) до logm, тим більше відстань єдиності. Використовуючи дану формулу неважко побачити, що для дійсних повідомлень з надлишковістю та при відносно невеликій довжині ключа відстань єдиності є прийнятною для аналізу з боку опонента.
Пример. Пусть алфавит сообщения содержит 32 буквы, а энтропия сообщения H(M) = 1,5 (что примерно соответствует энтропии русского языка). Тогда при двоичном ключе длиною N = 128 символов, расстояние единственности составляет 40 букв.
Зазначимо, що хоча висновок для величини відстані єдиності був приблизним, практичний досвід свідчить, що відстань єдиності має величину того ж порядку, що дає формула Шеннона.
В заключение следует сделать общий вывод о том, что стойкие системы шифрования, криптоанализ которых не зависит от вычислительных или аппаратных возможностей оппонента, к сожалению не реализуемы на коротких ключах (N
2.5. Вычислительно стойкие криптосистемы Криптосистема называется вычислительно стойкой, если наилучший алгоритм дешифрования требует времени (или оборудования) больше, чем имеется в распоряжении оппонента.
В частности может оказаться, что требуемое время криптоанализа превышает то время в течение которого рассматриваемое сообщение перестает быть актуальным, либо получение даже правильного сообщения не окупает затрат затраченных на процедуру криптоанализа.
Существенная сложность при разработке вычислительно стойких криптосистем возникает в связи с определением наилучшего алгоритма криптоанализа. В действительности эта задача не решена ни для одной мощной криптосистемы, т.е. для достаточно мощных шифров наилучшие такие алгоритмы просто не известны. Поэтому можно говорить лишь об известных в настоящее время наилучших методах криптоанализа, которые применимы к отдельным классам шифров или разработаны для конкретных шифров. (Обычно ограничиваются наилучшими известными в настоящее время алгоритмами криптоанализа и берут значительный запас на быстродействие и количество вычислительных средств) Поэтому теоретически всегда существует возможность, что будет найден некоторый новый метод криптоанализа, который позволит решить задачу «в реальном времени». Однако для современных шифров вероятность такого «прорыва» весьма мала, поскольку он требует решения весьма сложных, и обычно давно известных в математике задач. Это особенно верно для систем с открытым ключом, для которых задача криптоанализа может быть четко сформулирована как некоторая вполне конкретная математическая задача.
В современной математике существует область «Теория сложности алгоритмов», где различают «простые» и «сложные» задачи. Задачи полиномиальной сложности, для решения которых необходимое число элементарных операций является полиномиальной функцией от размерности задачи, относятся к простым. Время T(N) для их решения ~ N n, где N — размерность задачи. Наиболее сложные (трудные) задачи требуют для своего решения числа операций, которое экспоненциально зависит от размерности задачи, т.е. T(N) ~ abN, где aиb>0 некоторые постоянные, в силу чего весь класс таких задач называется EXPTIME.
продолжение
--PAGE_BREAK--Нужно избегать построения криптосистем с полиномиальным временем криптоанализа и стараться строить криптосистемы так, чтобы их вскрытие относилось к задачам второго класса сложности.
Помимо двух уже рассмотренных классов задач в теории сложности выделяют еще один важный класс задач, называемых недетерминистско — полиномиальными (NP задачами). NP — задачи — это задачи, для которых пока неизвестны алгоритмы решения с полиномиальной сложностью (это не означает, что они вообще не существуют). Однако, если решение такой задачи найдено, то проверка его правильности это задача полиномиальной сложности.
Рис.2.8. Граф для поиска Гамильтонова цикла
Имеется достаточно широкий класс известных NP-задач, имеющий многовековую историю попыток их полиномиального решения. Так, например, для заданного графа (см. рис 2.8) нужно найти путь (Гамильтонов путь) проходящий по всем вершинам графа только один раз. Не известен алгоритм нахождения Гамильтонова цикла полиномиальной сложности от числа вершин графа. Хотя, если такой цикл найден, то проверить правильность предлагаемого решения всегда можно с помощью алгоритма полиномиальной сложности.
Среди задач NP класса имеется подкласс (см. рис.2.9) наиболее сложных задач, которые называются NP — трудными. Это задачи, обладающие следующим свойством: если для какой — то из них найдется алгоритм решения с полиномиальной сложностью, то это будет означать, что существуют алгоритмы с полиномиальной сложностью для решения всех задач из NP класса.
Рис.2.9. Соотношение между задачами NP и NPC класса.
Таким образом, нужно стремиться строить такие криптографические системы, чтобы их криптоанализ при неизвестном ключе был бы эквивалентен решению NP трудной задачи, для которой существование полиномиального алгоритма означает существование полиномиального алгоритма для решения всех задач из NP класса (что, учитывая огромный список таких задач очень маловероятно).
Отметим, однако, что имеется важное, существенное отличие в подходе к оценке сложности произвольных алгоритмов и сложности криптоанализа. В классической теории сложности оценка производится для самой трудной задачи, т.е. при наихудших входных данных, тогда как во втором — при всех входных данных, в том числе и при наилучших, т.е. при наиболее благоприятных для криптоанализа ключах.
Помимо рассмотренных ранее классов детерминированных алгоритмов, существует еще класс так называемых рандомизированных полиномиальных алгоритмов. К нему принадлежат такие алгоритмы, которые имеют полиномиальную сложность, но дают правильный ответ на поставленную задачу лишь с некоторой вероятностью. Очевидно, что если эта вероятность близка к единице, то с практической точки зрения, рандомизированные алгоритмы не хуже детерминированных.
Поэтому необходимо также исключить такие криптографические схемы, которые имеют рандомизированный алгоритм криптоанализа с полиномиальной сложностью.
Таким образом, основные очевидные требования к вычислительно стойким криптосистемам можно сформулировать в следующем виде:
Число ключей LN должно быть непереборно большим, например при L = 2 нужно иметь N = 64, N = 128 и т.п., поскольку в противном случае, приняв криптограмму длиною больше расстояния единственности (n > nре) можно правильно дешифровать переданное сообщение путем полного перебора ключей.
Недопустимо использование какого — либо метода шифрования, который имел бы известный поліноміально сложный от длины ключа метод криптоанализа. Желательно, чтобы сложность была экспоненциальной. Тогда, увеличивая длину ключа всегда можно обеспечить невозможность дешифровки в реальном времени. В частности, из этого следует, что криптоанализ не должен сводить
Зазначимо, що хоча висновок для величини відстані єдиності був приблизним, практичний досвід свідчить, що відстань єдиності має величину того ж порядку, що дає формула Шеннона.
3. основнi види сучасних методiв шифрування i дешифрування Класифікація.
Класифікація сучасних методів шифрування і дешифрування може відбуватися по різних ознаках. По стійкості вони діляться на:
1. Ідеальні (досконалі або безумовно стійкі, ТНДШ).
2. Обчислювально стійкі при неозоро великому часі дешифрування, коли при відомих алгоритмах криптоаналізу необхідний час на дешифрування завжди переважає час «старіння» зашифрованої інформації.
3. Обчислювально стійкі з доступним для огляду часом дешифрування, але перевищуючі час старіння визначеної інформації.
По засобах формування криптограми з повідомлення розрізняють:
Блокові шифри.
Потокові шифри.
4. Шифри з відкритим ключем.
5. Маскуватори аналогових повідомлень.
З погляду використання ключа виділяють:
1. Двоключеві системи (несиметричні), .
2. Одноключеві (симетричні), = .
Розглянемо далі класифікацію криптосистем по способах формування криптосистем. Для утворення блокового шифру послідовність символів повідомлень розділяється на блоки однакової довжини n і кожний такий блок перетвориться в блок криптограми такої ж довжини по однаковому правилу, що залежить від ключа шифрування KШ, як показано на мал 3.1.
Мал. 3.1. Блокове шифрування.
При збереженні незмінним ключа Kш однакові блоки повідомлення, що появляються в різних місцях, дають однакові блоки криптограм криптограми. Звичайно такий засіб блокового шифрування називається шифруванням за допомогою кодової книги.
У випадку потокового шифрування кожний символ повідомлення перетвориться в кожний символ криптограми незалежно від всіх інших символів за правилом, заданому ключем, що може змінюватися від одного символу до іншого (мал. .3.2).
Мал. 3.2. Потокове шифрування.
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
= (d — 1,d). (3.5)
Наприклад, якщо дано = (0,1), то обчислюємо
2 = 0 Å f(1, 1),
складаємо (1,2), знову обчисляємо
3 = 1 Å f(2, 2),
складаємо (2,3) і т.д.,..., до отримання послідовностей d — 1 і d, із котрих і формується криптограма = (d — 1,d).
Перевага такої структури складається в тому, що по-перше, для неї виконується принцип перемішування між підблоками, по-друге, дуже просто реалізується алгоритм дешифрування при ключі, відомому законному користувачу. При цьому важливо те, що функція f(,) навіть не обов'язково повинна мати обернену! Дійсно, коректне дешифрування в даній структурі виконується по тому ж алгоритмі, що і шифрування: Нехай = (0,1) = (d — 1,d).
Тоді
,..., ,...,
1 =3 Å f(2,2), 0 =2 Å f(1,1),
= (0,1), що, як очевидно і збігається з вихідним повідомленням.
Є багато різноманітних блокових шифрів, заснованих на структурі Файстеля, що відрізняються вибором функції f і засобом формування розширених ключів i i=1,2,…,d з основного ключа . Нехай на такий шифр відбувається напад із відомим повідомленням. Тоді, знаючи опис функції f і засіб побудови підключей по основному ключу, опонент може скласти систему нелінійних рівнянь і спробувати її вирішити щодо ключа як невідомого. Стійкість даного типу шифрів грунтується на складності рішення системи нелінійних рівнянь із діями по модулі два. Доведено, що в загальному випадку ця задача відноситься до класу NP — важких задач.
Багатократне шифрування блоків.
На перший погляд представляється очевидним, що можна значно підвищити стійкість шифру, якщо криптограму, отриману за допомогою ключа 1, зашифрувати ще раз за допомогою іншого ключа2, тобто реалізувати процедури шифрування-дешифрування в такий спосіб:
, . (3.6)
Проте, нескладно показати, що якщо довжина ключа дорівнює N, те фактично застосування дворазового шифрування збільшує число операцій, необхідних при криптоаналізі за допомогою тотального перебору ключів від 2N до . Іншими словами, обсяг перебору збільшується тільки в два рази і, отже, дворазове шифрування не є ефективним.
Метод, що у даному випадку використовується для дешифрування, називається «зустріччю в центрі». Нехай є криптограма , отримана шляхом повторного шифрування.
продолжение
--PAGE_BREAK-- (3.7)
Для криптоаналізу використовуємо напад із відомим повідомленням, рахуючи, що відомо не менше двох блоків повідомлення і відповідні їм блоки криптограми, наприклад,
1®1 і 2®2. (3.8)
Рішення задачі будемо шукати шляхом перебору всіх можливих двоїчних ключів довжини N. Варіанти ключа помістимо в перший рядок заздалегідь складеної таблиці. В другий рядок таблиці помістимо результати шифрування першого відомого блока повідомлення відповідними варіантами ключів, а в третю — результати дешифрування першого блока криптограми, отримані як .
Варіант ключа K
K1
K2
Km
Kn
E1
E2
Em
M1
M2
Mn
З співвідношення очевидно, що для дійсно використаних ключів 1 або 2 якийсь елемент Em другого рядка повинний обов'язково співпасти з яким-небудь елементом Mn третього рядка. У такий спосіб достатньо знайти збіжні елементи в другому і третьому рядках і вибрати відповідні їм ключі Km і Kn у якості кандидатів у дійсні ключі 1 і 2. Проте збіги можливі і не тільки для істинних ключів, тобто кандидатів може виявитися декілька. Тому потрібно спробувати застосувати знайдені ключі до іншої пари повідомлення-криптограми для перевірки другого співвідношення
. (3.9)
Якщо виповниться і ця рівність то, як правило, знайдені ключі називаються істинними.
Для підвищення стійкості шифрування використовують не подвійне, а потрійне шифрування на трьох різноманітних ключах, тобто формують криптограму по такому правилу
, . (3.10)
Доводиться, що найкращий можливий метод криптоаналізу за допомогою тотального перебору ключів зажадає в цьому випадку 22N кроків, тобто стійкість криптограми істотно збільшується.
Основні параметри і принципи побудови найбільше відомих блокових шифрів.
В даний час розроблено багато різноманітних блокових шифрів, частина з яких є державними (федеральними), інші інтернаціональними. До них насамперед відносяться:
Шифр DES (Федеральний стандарт США).
IDEA — (міжнародний стандарт шифрування).
GOST — (стандарт Російської Федерації).
DES — Федеральний стандарт шифрування для несекретних повідомлень у США. Є першим у світі цілком відкритим алгоритмом. Повсюдно використовується для шифрування даних.
DES являє собою блоковий шифр, заснований на структурі Файстеля з довжиною блоків рівної 64-м бітам і такою же довжиною блока криптограми. Для шифрування використовується ключ довжиною 56 біт + 8 перевірочних біт. Алгоритм реалізується 16-ма ітераціями. На кожній ітерації ключ виробляється з вихідного ключа за допомогою вибірки визначених елементів ключа і їхніх перестановок. Нелінійна функція в кожній ітерації задається за допомогою коротких нелінійних перетворень, так названих S — блоків, і перестановок. Всі перетворення задаються таблицями, що опубліковані у відкритій літературі. Алгоритм виробляє зашифровані дані, кожний біт яких є функцією від усіх біт відкритих даних і від усіх біт ключа. Зміна лише одного біта даних дає рівні можливості зміни для кожного біта криптограми.
Спочатку DES був розроблений фірмою IBM для своїх цілей. Тест по безпеці даної системи шифрування був проведений Агентством Національної Безпеки США, що не виявило в ньому статистичних або математичних вад. Після цього з 1976 DES став стандартом шифрування для несекретних повідомлень у США. Алгоритм опублікований. Вартість апаратної реалізації зі швидкістю шифрування 500 кбіт/c складає 100$. При програмній реалізації швидкість перетворення складає 20-140 кбіт/с.
Основний метод нападу на DES — повний перебір усіх ключів, число яких складає 256. На ПК можна перебрати всі ключі за 2300 років. Якщо сконструювати спеціальну дешифровальную машину, то систему DES можна розкрити протягом 1-го тижня. Це буде коштувати 3,3 млн. $ за даними на 1995 рік. До 2000 року вартість може знизиться до 830 тис. $, а до 2005 року — до 100 тис. $.
Слід зазначити, що якщо повний перебір ключа для якогось шифру потребує визначеного часу, то це не означає неможливість знаходження істинного ключа за менший час, але з визначеною, не одиничною, можливістю (див. таблицю нижче).
Наприклад, якщо повний час перебору складає 1 рік, то з можливістю рівної 0,0833 можна знайти ключ за 1 місяць, а з можливістю 0,0192 за тиждень.
Таблиця 3.1. Можливості перебування істинних ключів.
Гарантоване
Можливість знайти ключ за
час знайти ключ
час
день
Тиждень
місяць
Рік
день
0,0417
1,0
1,0
1,0
1,0
Тиждень
0,006
0,1429
1,0
1,0
1,0
Місяць
0,0014
0,0329
0,2308
1,0
1,0
Рік
0,0001
0,0027
0,0192
0,0832
1,0
Існували спроби непереборного дешифрування DES на основі диференціального (різницевого), лінійного і статистичного криптоаналізу. Для повного алгоритму DES ці методи виявилися практично негожими. Проте, якщо використовується спрощений алгоритм DES (наприклад, замість 16-ти циклів реалізується тільки 4), то непереборні методи дозволяють розкривати спрощений «DES» без знання ключа за невеликий час.
Таким чином, можна думати, що DES є достатньо стійкою при шифруванні повідомлень, що мають короткочасну таємність порядку тижня або місяця в припущенні, що криптоаналіз будуть проводити недержавні або не занадто заможні комерційні структури, Дана система не є стійкою для державних або заможних громадських організацій. Проте, якщо для підвищення стійкості застосовується триразове шифрування на трьох різних ключах, то система DES надається стійкою навіть щодо самих потужних засобів дешифрування, включаючи державні. Принципово новий метод криптоаналізу, що використовує цілеспрямоване внесення помилок в елементи схеми шифрування, дозволяє успішно дешифрувати і потрійний DES. Проте, технічно такий вплив на шифратор реалізується достатньо складно.
IDEA — міжнародний стандарт шифрування. Це блоковий шифр із довжиною блока рівний 64-м бітам. Довжина ключа складає 128 біт. У якості нелінійних перетворень використовуються такі операції: додавання по модулю два і по модулю 216, а також і множення по модулю 216+1. Загальне число циклів 8. Табличні перестановки не використовуються.
Зручний у програмній реалізації для 16 бітового процесора. Швидкість: при програмній реалізації на 386 процесорі — 880 кбіт/с, при апаратній — 55 Mбіт/c.
Переборний алгоритм дешифрування до цього шифру не застосовується. Проводився аналіз стійкості при інших методах криптоаналізу (різницевого, лінійного). Повний алгоритм дешифруванню не піддається. Проте при скороченні числа циклів до трьох або чотирьох він може бути розкритий у реального часу.
Реалізований у програмі PGP для захисту повідомлень електронної пошти Internet. Рекомендується для шифрування в комп'ютерних мережах, зокрема в електронній пошті.
GOST (ДЕРЖСТАНДАРТ 28-147-89) — державний стандарт шифрування Російської Федерації. Обов'язковий для застосування у всіх державних і відомчих структурах і у всіх організаціях, пов'язаних із ними.
Має також відкрито опублікований алгоритм шифрування. Перетворює блоки повідомлення довжиною 64 біта в блоки криптограми такої ж довжини. Ключ складається з 256-ти біт, число циклів дорівнює 32. У якості перетворень використовуються нелінійні табличні підстановки і додавання по модулю 232. Крім ключа довжиною в 256 біт є і довгостроковий ключ із 512-ти біт. Цей ключ декілька змінює структуру алгоритму, тобто структуру S блоків (нелінійних перетворень).
Реалізований у програмному й апаратному виконанні. Основна перевага апаратної реалізації складається в тому, що вона гарантує неможливість зміни програми або введення яких-небудь програмних закладань. У випадку програмного виконання секретний ключ зберігається у визначеному секторі пам'яті.
Програмна реалізація забезпечує швидкості порядку 600-800 кбіт/c. Апаратна реалізація — до 1 Мбіт/с.
Про стійкість даного методу шифрування можна судити по тому, що перебір усіх ключів нереальний при використанні будь-яких технічних засобів. Дані по різницевому або лінійному криптоаналізу не опубліковані.
Модифіковані алгоритми блокового шифрування.
Необхідність у модифікації блокового шифрування.
При формуванні криптограми з повідомлення той самий алгоритм шифрування може бути використаний у різноманітних модифікаціях. Дотепер розглядалося застосування блокового шифрування у вигляді кодової книги. Для роботи з електронною кодовою книгою повідомлення розбивається на блоки однакової довжини, що відповідає алгоритму шифрування, і кожний блок незалежно від інших перетвориться в блок криптограми. Дана модифікація має суттєві недоліки:
Протягом усього часу дії ключа ті самі блоки повідомлення завжди перетвориться в ті самі блоки криптограми. Це може бути використано опонентом для одержання деякої інформації про повідомлення навіть при відсутності знання ключа. Так, знайшовши вигляд криптограми для деякого повідомлення один разом, можна, зустрівши цю же криптограму в інший раз, безпомилково стверджувати без знання ключа, що передавалося те ж саме повідомлення.
Дана модифікація припускає підміну зашифрованого повідомлення на якесь інше, тобто нав'язування зловмисником без знання ключа помилкового повідомлення, причому факт підміни може бути не виявлений після дешифрування.
Як приклад розглянемо напад із вставкою на повідомлення про грошовий переказ. Саме повідомлення, що складається з окремих фрагментів, може виглядати так, як це показано в першому рядку таблиці.
Таблиця 3.2.
Час відправлення
Ім'я банку відправника
Ім'я банку одержувача
Ім'я вкладника
Номер рахунку
Розмір внеску
6 байт
12 байт
12 байт
48 байт
16 байт
8 байт
Цю частину повідомлення можна замінити в чужому переводі, і це не буде замічено при дешифруванні
В другому рядку таблиці зазначене місце розташування і розміри блоків, відведених під окремі фрагменти.
Суть нападу з вставкою нескладна. Зловмисник спочатку переводить деяку суму на свій рахунок, що дозволяє йому одержати криптограму свого імені і свого рахунку, а потім заміняє криптограму імені і рахунки будь-якого вкладника на свої.
Для усунення зазначених хиб використовують модифіковані алгоритми (моди) блокового шифрування.
Модифікація з зачепленням блоків.
Схема шифрування і дешифрування для цієї моди подана на мал. 3.7.
Мал. 3.7. Шифрування з зачепленням блоків.
У цьому випадку повідомлення також розбивається на блоки довжини n, після чого відповідні блоки криптограми формуються за правилом:
, (3.11)
для дешифрування використовується співвідношення:
i=1,2,…,S… (3.12)
Тут E0 = IV — деякі початкові дані (Initial Value) — блок довжини n із двоїчних символів, що вибираються випадково і не секретні.
Дана модифікація передбачає, по-перше, що при кожному новому запуску проводиться відновлення відкритих початкових даних IV, і, по-друге, що зміна будь-якого блока повідомлення призводить до зміни не тільки відповідного блока криптограми, але і наступних. У результаті з'являється безглуздий, нечитаємий текст і напад із вставкою виявляється неефективним.
Порівняємо вплив помилок у криптограмі (початкових стосовно процесу дешифрування) на результати дешифрування при використанні моди електронної кодової книги і моди з зачепленням блоків.
При використанні моди у виді кодової книги одиночні помилки в криптограмі будуть розмножуватися тільки в межах того блока криптограми, де ця помилка розташовувалася. На інші блоки дешифрованого повідомлення дана помилка впливати не буде.
При використанні моди з зачепленням блоків формули дешифрування, у яких бере участь блок криптограми Ei-1 мають вигляд:
,. (3.13)
З них слідує висновок, що при появі помилок у блоці Ei-1 помилки на блоці повідомлення Mi-1 розмножуються так само, як і у випадку попередньої моди, а на блоці повідомлення Mi розмноження помилок не відбувається, вони виявляються тільки на тих місцях, де відбулися в блоці криптограми Ei-1.
Всі моди блокового шифрування призводять до розмноження помилок після дешифрування, якщо такі помилки з'явилися в криптограмі.? Фактично дана властивість є позитивною, тому що забезпечує ефективне шифрування.? Розмноження помилок виявляється негативним явищем у тому випадку, коли шифрується повідомлення з низькими вимогами по достовірності (оцифрована промова і зображення). Навпроти, при передачі даних воно не грає ролі, оскільки необхідно усунення всіх помилок. Досягається це застосуванням при передачі повідомлень кодування з виправленням помилок.
Розглянемо дві основні схеми (мал.3.8) взаємодії контролю помилок і шифрування, де під контролем помилок розуміється їхнє виявлення і (або) виправлення.
а)
б)
Мал. 3.8. Взаємодія контролю помилок і шифрування.
Оскільки при розглянутих вище модах блокового шифрування виникає розмноження помилок, то другий метод, поданий на мал.3.8б виявляється раціональнішим при використанні контролю помилок у вигляді виправлення помилок. Проте, якщо використовується контроль помилок тільки з виявленням помилок і, можливо, із перезапитом перекручених блоків, то кращим є перший метод, оскільки виявлення великого числа помилок більш надійно, чим малого.
Модифікація зі зворотнім зв'язком по криптограмі.
Схема шифрування і дешифрування для цієї моди дана на мал.3.9.
Мал. 3.9. Шифрування зі зворотнім зв'язком по криптограмі.
Розглянуті дві попередні моди потребували для дешифрування точного знання меж блоків. У даному випадку необхідності в цьому немає, оскільки на відміну від попередніх мод шифрування проводиться побітно (побайтно або будь-якими іншими порціями) і немає необхідності чекати приходу всього блоку повідомлення (наприклад, для системи DES така довжина складає 64 біта) для того, щоб формувати символи криптограми. У попередніх модифікаціях блокового шифрування видача криптограми здійснювалася тільки при закінченні надходження всього блока повідомлення на шифратор.
Шифрування зі зворотнім зв'язком по криптограмі має властивість самосинхронізації. Це означає, що якщо на приймальній стороні загублені межі блоків, то вони автоматично відновляються після відновлення регістра зсуву не більш, ніж через n тактів, де n — довжина блока. Більш того, якщо приймальна сторона виключена на якийсь час або включається пізніше початку передачі, то через деякий проміжок часу, що відповідає проходженню символу через регістр зсуву, синхронізація автоматично відновляється і починається правильне дешифрування. Дана особливість аналізованої моди є особливо зручною при роботі в комп'ютерних мережах.
Помилка, що виникнула в криптограмі, розмножується в процесі дешифрування при проходженні по регістрі зсуву, але після того, як вона пройде по всім осередках пам'яті і вийде з регістра зсуву, розмноження помилки припиниться.
Модифікація зі зворотнім зв'язком по гамі.
Мал. 3.10. Шифрування зі зворотнім зв'язком по гамі.
Схема шифрування і дешифрування для цієї моди дана на мал.3.3.10. Вона схожа на попередню.
При використанні даної моди шифрування, розмноження помилок цілком відсутнє. Тому дану моду доцільно застосовувати в тому випадку, коли при передачі не проводиться контроль помилок, тобто при шифруванні повідомлень із низькими вимогами по достовірності (оцифрована промова, фототелеграф, кодовий телеграф, цифрові телезображення)
Для правильного дешифрування в розглянутій модифікації необхідна синхронізація між гамами на передаючій та приймальній стороні з точністю до біта, інакше дешифрування навіть при цілком відомому ключі виявляється неможливим. Звичайно застосовується спеціальна система синхронізації.
продолжение
--PAGE_BREAK--