9.5 Самосинхронизирующиеся потоковые шифры

В самосинхронизирующихся потоковых шифрах каждый бит потока ключей является функцией фиксированного числа предыдущих битов шифротекста [1378]. Военные называют этот шифр автоключом шифротекста (ciphertext auto key, CTAK). Основная идея была запатентована в 1946 [667].

Самосинхронизирующийся потоковый шифр показан на 1-й. Внутреннее состояние является функцией предыдущих n битов шифротекста. Криптографически сложной является выходная функция, которая использует внутреннее состояние для генерации бита потока ключей .

Рис. 9-8. Самосинхронизирующийся генератор потока ключей.

Так как внутреннее состояние полностью зависит от предыдущих n шифротекста, дешифрирующий генератор потока ключей автоматически синхронизируется с шифрующим генератором потока ключей, приняв n битов шифротекста.

В интеллектуальных реализациях этого режима каждое сообщение начинается случайным заголовком дл иной n битов. Этот заголовок шифруется, передается и затем расшифровывается . Расшифровка будет неправильной, но после этих n битов оба генератора потока ключей будут синхронизированы .

Слабой стороной самосинхронизирующегося потокового шифра является распространение ошибки . Для каждого бита шифротекста, испорченного при передаче, дешифрирующий генератор потока ключей выдает n неправильных битов потока ключей. Следовательно, каждому неправильному биту шифротекста соответствуют n ошибок в открытом тексте, пока испорченный бит не перестанет влиять на внутреннее состояние .

Вопросы безопасности

Самосинхронизирующиеся потоковые шифры также чувствительны к вскрытию повторной передачей . Сначала Мэллори записывает несколько битов шифротекста . Затем, позднее, он вставляет эту запись в текущий трафик. После выдачи некоторой чепухи, пока принимающая сторона синхронизируется с вставленной записью , старый шифротекст будет расшифрован как нормальный . У принимающей стороны нет способа узнать, что п о-лученные данные являются повторно передаваемой записью . Если не используются метки времени, Мэллори может убедить банк снова и снова зачислять деньги на его счет , повторно передавая одно и то же сообщение (конечно, при условии, что ключ не менялся). Другие слабые места этой схемы могут стать заметны при очень частой пересинхронизации [408].

9.6 Режим обратной связи по шифру

Блочный шифр также может быть реализованы как самосинхронизирующийся потоковый шифр, такой р ежим называется режимом обратной связи по шифру (cipher-feedback, CFB). В режиме CBC шифрование не могло начаться, пока не получен целый блок данных. Это создает проблемы для некоторых сетевых приложений . Например, в безопасной сетевой среде терминал должен иметь возможность передавать главному компьютеру каждый символ сразу, как только он введен . Если данные нужно обрабатывать байтами, режим CBC также не работает.

В режиме CFB единица зашифрованных данных может быть меньше размера блока . В следующем примере каждый раз шифруется только один символ ASCII (это называется 8-битовым шифрованием), но в числе 8 нет ничего волшебного. Вы можете шифровать данные по одному биту с помощью 1-битового CFB, хотя использование для единственного бита полного шифрования блочным шифром потребует много ресурсов, потоковый шифр в этом случае был бы идеей получше . (Уменьшение количества циклов блочного фильтра для повышения скорости не рекомендуется [1269].) Можно также использовать 64-битовый CFB, или любой n-битовый CFB, где n больше или равно размеру блока.

На 0-й показан 8-битовый режим CFB, работающий с 64-битовым алгоритмом. Блочный алгоритм в режиме CFB работает с очередью, размер которой равен размеру используемого блока . Сначала очередь заполнена IV, как и в режиме CBC. Очередь шифруется и для крайних левых восьми битов результата выполняется XOR с первыми 8-битовым символом открытого текста для получения первого 8-битового символа шифротекста. Т е-перь этот символ передается. Те же восемь битов также передвигаются на место крайних правых восьми битов очереди, а крайними левыми битами становятся следующие восемь битов . Крайние восемь левых битов отбрасывается. Следующий символ открытого текста шифруется тем же способом . Дешифрирование является обратным процессом. И шифрующей, и дешифрирующей стороной блочный алгоритм используется в режиме шифр о-вания.

Если размер блока алгоритма - n, то -битовый CFB выглядит следующим образом (см. -1-й):

C = P. ®Ek(C,i) Pi = C. ®Ek(C,-i)

Сдвиговый регистр

Ключ К

Шифрование

Самый левый байт

Сдвиговый регистр

Ключ К

Шифрование

Самый левый байт

(а) Шифрование

(б) Дешифрирование

Рис. 9-9. Режим 8-битовой обратной связи по шифру.

Pn-1 Pn Pn+1

Cn-1

Cn+1

Рис. 9-10. n-битовый CBF с n-битовым алгоритмом.

Как и режим CBC, режим CFB связывает вместе символы открытого текста так, что шифротекст зависит от всего предшествующего открытого текста.

Вектор инициализации

Для инициализации процесса CFB в качестве входного блока алгоритма может использоваться вектор ин и-циализации IV. Как и в режиме CBC IV не нужно хранить в секрете.

Однако IV должен быть уникальным. (В отличие от режима CBC, где IV не обязан быть уникальным, хотя это и желательно.) Если IV в режиме CFB не уникален, криптоаналитик может раскрыть соответствующий открытый текст. IV должен меняться для каждого сообщения. Это может быть последовательный номер, увеличивающийся для каждого нового сообщения и не повторяющийся в течение времени жизни ключа . Если данные шифруются с целью последующего хранения, IV может быть функцией индекса, используемого для поиска да н-ных.

Распространение ошибки

В режиме CFB ошибка в открытом тексте влияет на весь последующий шифротекст, но самоустраняется при дешифрировании. Гораздо интереснее ошибка в шифротексте. Первым эффектом сбоя бита шифротекста является сбой одного бита открытого текста. Затем ошибка попадает в сдвиговый регистр, и пока сбойный бит не выйдет из регистра, будет формироваться неправильный шифротекст. В 8-битовом режиме CFB из-за сбоя единственного бита портятся 9 байтов расшифрованного открытого текста. Потом система восстанавливается, и весь последующий шифротекст расшифровывается правильно. В общем случай в n-битовом режиме CFB одна ошибка шифротекста влияет на дешифрирование текущего и следующих m/n-l блоков, где m - размер блока.

Более тонкой проблемой, связанной с такого рода распространением ошибки, является то, что если Мэллори знает открытый текст сообщения, он может поиграть битами данного блока, заставляя их расшифровываться в нужные ему данные. Следующий блок при дешифрировании превратится в чепуху, но вред уже будет причинен. К тому же, он может, оставаясь необнаруженным, менять последние биты сообщения .

CFB самовосстанавливается и после ошибок синхронизации . Ошибка попадает в сдвиговый регистр и, пока она находится там, портит 8 байтов данных . CFB представляет собой пример блочного шифра, который можно использовать как самосинхронизирующийся потоковый шифр (на уровне блоков ).

9.7 Синхронные потоковые шифры

В синхронном потоковом шифре поток ключей генерируется независимо от потока сообщения . Военные называют этот шифр ключевым автоключом (Key Auto-Key, KAK). При шифровании генератор потока ключей один за другим выдает биты потока ключей . При дешифрировании другой генератор потока ключей один за другим выдает идентичные биты потока ключей . Это работает, если оба генератора синхронизированы . Если один из них пропускает один из циклов, или если бит шифротекста теряется при передаче , то после ошибки каждый символ шифротекста будет расшифрован неправильно .

Если такое случается, отправитель и получатель должны повторно синхронизировать свои генераторы пот ока ключей прежде, чем можно будет продолжить работу . Что еще хуже, они должны выполнить синхронизацию так, чтобы ни одна часть потока ключей не была повторена, поэтому очевидное решение перевести генератор в более раннее состояние не работает.

Положительная сторона синхронных фильтров - это отсутствие распространения ошибок . Если при передаче бит изменит свое значение, что намного вероятнее его потери, то только испорченный бит будет дешифрован неправильно. Все предшествующие и последующие биты не изменятся .

Генератор должен выдавать один и тот же поток ключей и для шифрования, и для дешифрирования, след о-вательно, выход генератора должен быть предопределен . Если он реализуется на конечном автомате (т.е., ко м-пьютере), последовательность со временем повторится. Такие генераторы потока ключей называются периодическими. За исключением одноразовых блокнотов все генераторы потока ключей являются периодическими .

Генератор потока ключей должен обладать длинным периодом, намного более длинным, чем количество б и-тов, выдаваемых между сменой ключей . Если период меньше, чем размер открытого текста, то различные части открытого текста будут зашифрованы одинаковым образом, что сильно ослабляет безопасность системы . Если криптоаналитику известна часть открытого текста, он может раскрыть часть потока ключей и использовать ее для дальнейшего раскрытия открытого текста. Даже если у аналитика есть только шифротекст, он может выполнить XOR над разделами, шифрованными одинаковым потоком ключей, и получить XOR соответствующих участков открытого текста. При этом используемый алгоритм превращается в простой алгоритм XOR с очень длинным ключом.

Конкретная длина периода зависит от приложения . Генератор потока ключей, шифрующий непрерывный канал T1, будет шифровать 2? бит в день. Период генератора должен быть на несколько порядков больше этого значения, даже если ключ меняется ежедневно . Если период имеет достаточную длину, ключ можно будет м е-нять раз в неделю или даже раз в месяц .

Синхронные потоковые шифры также предохраняют от любых вставок и удалений шифротекста , так как они приводят к потере синхронизации и будут немедленно обнаружены . Однако, они не защищают полностью от битовых сбоев. Как и при блоковых шифрах в режиме CFB, Мэллори может изменить отдельные биты потока. Если ему известен открытый текст, он может изменить эти биты так, чтобы эти биты дешифрировались так, как ему надо. Дальнейшие биты при дешифрировании превратятся в чепуху (пока система не восстановится) , но в определенных приложениях Мэллори может принести заметный ущерб .

Вскрытие вставкой

Синхронные потоковые шифры чувствительны к вскрытию вставкой [93]. Пусть Мэллори записал поток шифротекста, но не знает ни открытого текста, ни потока ключей, использованного для шифрования открытого