НОУ ИНТУИТ | Криптографические методы защиты информации. Лекция 7: Современные симметричные алгоритмы шифрования

Учитесь и получайте официальные документы БЕСПЛАТНО. Вы можете поддержать наш проект.

Твой путь к знаниям!

Опубликован: 02.03.2017 | Доступ: свободный | Студентов: 2405 / 515 | Длительность: 21:50:00

Специальности: Программист, Администратор информационных систем, Специалист по безопасности, Архитектор программного обеспечения, Разработчик интернет-проектов

|

Вам нравится? Нравится 55 студентам

| Поделиться |

Поддержать курс

| Скачать электронную книгу

7.7 Алгоритм IDEA

См. ([6])

В настоящее время используется большое количество самых разных алгоритмов блочного шифрования. Из всего многообразия мы расскажем лишь о тех алгоритмах, которые либо являются очень надежными, либо своим появлением оказали влияние на развитие криптографии. Одним из таких алгоритмов является IDEA.

Первый вариант шифра IDEA, предложенный Ксуеджа Лай (Xuejia Lai) и Джеймсом Масси (James Massey), появился в 1990 году. Он назывался PES (Proposed Encryption Standard, предложенный стандарт шифрования). В следующем году, после демонстрации Бихамом и Шамиром возможностей дифференциального криптоанализа, авторы усилили свой шифр против такого вскрытия и назвали новый алгоритм IPES (Improved Proposed Encryption Standard, улучшенный предложенный стандарт шифрования). В 1992 году название IPES было изменено на IDEA (International Data Encryption Algorithm, международный алгоритм шифрования данных).

IDEA основывается на некоторых впечатляющих теоретических положениях и, хотя криптоанализ добился некоторых успехов в отношении вариантов с уменьшенным количеством этапов, алгоритм все еще кажется сильным.

Его сегодняшняя известность объясняется тем, что он является частью PGP.

7.7.1 Обзор IDEA

IDEA является блочным шифром, он работает с 64-битовыми блоками открытого текста. Длина ключа - 128 битов. Для шифрования и дешифрирования используется один и тот же алгоритм.

Как и другие, уже рассмотренные блочные шифры IDEA использует и запутывание, и рассеяние. Философия, лежащая в основе проекта, представляет собой "объединение операций из различных алгебраических групп". Смешиваются три алгебраические операции, и все они могут быть легко реализованы как аппаратно, так и программно.

Поразрядное сложение по модулю 2 (операция "исключающее ИЛИ"); операция обозначается через $\oplus$ .
Сложение беззнаковых целых по модулю $65536=2^{16}$ ; операция обозначается через $\boxplus$ .
Умножение целых по модулю $65537=2^{16}+1$ , рассматриваемых как беззнаковые целые, за исключением того, что блок из 16 нулей рассматривается как $2^{16}$ ; операция обозначается через $\odot$ .

Все операции выполняются над 16-битовыми субблоками. Эти три операции несогласованы в том смысле, что:

никакая пара из этих трех операций не удовлетворяет ассоциативному закону, например,
$a\boxplus (b\oplus c) \neq (a\boxplus b)\oplus c.$
никакая пара из этих трех операций не удовлетворяет дистрибутивному закону, например,
$a\boxplus (b\odot c)\neq (a\boxplus b)\odot(a\boxplus c).$

Комбинирование этих трех операций обеспечивает комплексное преобразование входа, существенно затрудняя криптоанализ IDEA по сравнению с DES, который базируется исключительно на операции "исключающее ИЛИ".

Все эти операции (а в алгоритме используются только они, перестановки на битовом уровне не применяются) работают с 16-битовыми подблоками. (Этот алгоритм даже эффективнее на 16-битовых процессорах.)

7.7.2 Описание IDEA

Схема IDEA представлена на рисунке 7.6. 64-битовый блок данных делится на четыре 16-битовых подблока: X_1 , X_2 , X_3 , X_4 . Эти четыре подблока становятся входными данными для первого этапа алгоритма. Всего в алгоритме восемь этапов. На каждом этапе четыре подблока подвергаются операциям XOR, сложениям и умножениям друг с другом и с шестью 16-битовыми подключами. Между этапами обмениваются местами второй и третий подблоки. Наконец, четыре подблока объединяются с четырьмя подключами в окончательном преобразовании.

На каждом этапе события происходят в следующей последовательности:

Перемножаются и первый подключ.
Складываются и второй подключ.
Складываются и третий подключ.
Перемножаются и четвертый подключ.
Выполняется XOR над результатами этапов (1) и (3).
Выполняется XOR над результатами этапов (2) и (4).
Перемножаются результаты этапа (5) и пятый подключ.
Складываются результаты этапов (6) и (7).
Перемножаются результаты этапа (8) и шестой подключ.
Складываются результаты этапов (7) и (9).
Выполняется XOR над результатами этапов (1) и (9).
Выполняется XOR над результатами этапов (3) и (9).
Выполняется XOR над результатами этапов (2) и (10).
Выполняется XOR над результатами этапов (4) и (10).

Рис. 7.6. Схема алгоритма IDEA

Выходом этапа являются четыре подблока - результаты действий (11), (12), (13) и (14). Поменяйте местами два внутренних подблока (но не в последнем этапе), и вы получите исходные данные для следующего этапа.

Затем выполняется заключительный, 9-й этап преобразования:

Перемножаются и первый подключ.
Складываются и второй подключ.
Складываются и третий подключ.
Перемножаются и четвертый подключ.

Наконец четыре подблока снова соединяются, образуя шифртекст.

Пример 7.11 Выполнить первый раунд зашифрования алгоритмом IDEA. Ключ: 1D52 34BC 891C 9C9B 1CC2 4363 A32B 132C, блок открытого текста: 89C1 B11D 63F0 FF23. Ключ и открытый текст задаются шестнадцатеричными последовательностями. Каждые четыре последовательных шестнадцатеричных разряда обозначают 16-битный блок .

Решение.

Вначале выберем подключи первого раунда. Это первые 6 16-битных блоков ключа.

В обозначениях рисунка 7.6 имеем: X_1=89C1 , X_2=B11D , X_3=63F0 , X_4=FF23 , $Z_1^{(1)}=1D52$ , $Z_2^{(1)}=34BC$ , $Z_3^{(1)}=891C$ , $Z_4^{(1)}=9C9B$ , $Z_5^{(1)}=1CC2$ , $Z_6^{(1)}=4363$ .

Будем обозначать результат -го шага в алгоритме параграфа 7.7.2 через A_i .

Все операции будем проводить в шестнадцатеричной системе счисления. Результат применения одного раунда обозначим через X'_1 , X'_2 , X'_3 , X'_4 .

$A_1 = X_1 \odot Z_1^{(1)} = 89C1\odot 1D52 = (89C1\cdot 1D52)~(\mod 10001) = ED0C$ ;

$A_2 = X_2 \boxplus Z_2^{(1)} = B11D \boxplus 34BC = (B11D+34BC)~(\mod 10000) = E5D9$ ;

$A_3 = X_3 \boxplus Z_3^{(1)} = 5E1B \boxplus 891C = (63F0+891C)~(\mod 10000) = ED0C$ ;

$A_4 = X_4 \odot Z_4^{(1)} = FF23 \odot 9C9B = (FF23\cdot 9C9B)~(\mod 10001) = 321E$ ;

$A_5 = A_1 \oplus A_3 = ED0C \oplus ED0C = 0000$ ;

$A_6 = A_2 \oplus A_4 = E5D9 \oplus 321E = D7C7$ ;

$A_7 = A_5 \odot Z_5^{(1)} = 0000 \odot 1CC2 = (10000\cdot 1CC2)~(\mod 10001) = E33F$ ;

$A_8 = A_6\boxplus A_7 = D7C7\boxplus E33F =(D7C7+E33F)~(\mod 10000) = BB06$ ;

$A_9 = A_8 \odot Z_6^{(1)} = BB16\odot 4363 = (BB06\cdot 4363)~(\mod 10001) = B418$ ;

$A_{10} = A_7 \boxplus A_9 = E33F\boxplus B418 = (E33F+B418)~(\mod 10000) = 9757$ ;

$X'_1 = A_{11} = A_1 \oplus A_9 = ED0C \oplus B418 = 5914$ ;

$X'_2 = A_{12} = A_3 \oplus A_9 = ED0C \oplus B418 = 5914$ ;

$X'_3 = A_{13} = A_2 \oplus A_{10} = E5D9 \oplus 9757 = 728E$ ;

$X'_4 = A_{14} = A_4 \oplus A_{10} = 321E \oplus 9757 = A549$ .

Создание подключей $Z^{(i)}_j$ также относительно несложно. Алгоритм использует всего 52 подключа (по шесть для каждого из восьми циклов и еще четыре для заключительного этапа). Сначала 128-битовый ключ делят на восемь 16-битовых подключей. Это -- первые восемь подключей для алгоритма (шесть подключей -- для первого цикла и первые два подключа -- для второго цикла). Затем 128-битовый ключ циклически сдвигается влево на 25 бит и снова делится на восемь подключей. Первые четыре из них используют во втором цикле; последние четыре -- в третьем цикле. Ключ снова циклически сдвигается влево еще на 25 бит для получения следующих восьми подключей и т.д., пока выполнение алгоритма не завершится.

Расшифрование осуществляют аналогичным образом, за исключением того, что порядок использования подключей --- обратный, и ряд значений подключей заменяется на обратные значения. Порядок использования подключей при зашифровании и расшифровании приведён в таблице 7.10. Через обозначается противоположный к по модулю 65536 элемент, через $a^{-1}$ --- обратный по умножению по модулю 65537 .

Таблица 7.10. Подключи зашифрования и расшифрования алгоритма IDEA
Цикл	Подключи зашифрования	Подключи расшифрования
1	$Z_1^{(1)},Z_2^{(1)},Z_3^{(1)},Z_4^{(1)},Z_5^{(1)},Z_6^{(1)}$	${Z_1^{(9)}}^{-1},-Z_2^{(9)},-Z_3^{(9)},{Z_4^{(9)}}^{-1},Z_5^{(8)},Z_6^{(8)}$
2	$Z_1^{(2)},Z_2^{(2)},Z_3^{(2)},Z_4^{(2)},Z_5^{(2)},Z_6^{(2)}$	${Z_1^{(8)}}^{-1},-Z_2^{(8)},-Z_3^{(8)},{Z_4^{(8)}}^{-1},Z_5^{(7)},Z_6^{(7)}$
3	$Z_1^{(3)},Z_2^{(3)},Z_3^{(3)},Z_4^{(3)},Z_5^{(3)},Z_6^{(3)}$	${Z_1^{(7)}}^{-1},-Z_2^{(7)},-Z_3^{(7)},{Z_4^{(7)}}^{-1},Z_5^{(6)},Z_6^{(6)}$
4	$Z_1^{(4)},Z_2^{(4)},Z_3^{(4)},Z_4^{(4)},Z_5^{(4)},Z_6^{(4)}$	${Z_1^{(6)}}^{-1},-Z_2^{(6)},-Z_3^{(6)},{Z_4^{(6)}}^{-1},Z_5^{(5)},Z_6^{(5)}$
5	$Z_1^{(5)},Z_2^{(5)},Z_3^{(5)},Z_4^{(5)},Z_5^{(5)},Z_6^{(5)}$	${Z_1^{(5)}}^{-1},-Z_2^{(5)},-Z_3^{(5)},{Z_4^{(5)}}^{-1},Z_5^{(4)},Z_6^{(4)}$
6	$Z_1^{(6)},Z_2^{(6)},Z_3^{(6)},Z_4^{(6)},Z_5^{(6)},Z_6^{(6)}$	${Z_1^{(4)}}^{-1},-Z_2^{(4)},-Z_3^{(4)},{Z_4^{(4)}}^{-1},Z_5^{(3)},Z_6^{(3)}$
7	$Z_1^{(7)},Z_2^{(7)},Z_3^{(7)},Z_4^{(7)},Z_5^{(7)},Z_6^{(7)}$	${Z_1^{(3)}}^{-1},-Z_2^{(3)},-Z_3^{(3)},{Z_4^{(3)}}^{-1},Z_5^{(2)},Z_6^{(2)}$
8	$Z_1^{(8)},Z_2^{(8)},Z_3^{(8)},Z_4^{(8)},Z_5^{(8)},Z_6^{(8)}$	${Z_1^{(2)}}^{-1},-Z_2^{(2)},-Z_3^{(2)},{Z_4^{(2)}}^{-1},Z_5^{(1)},Z_6^{(1)}$
9	$Z_1^{(9)},Z_2^{(9)},Z_3^{(9)},Z_4^{(9)}$	${Z_1^{(1)}}^{-1},-Z_2^{(1)},-Z_3^{(1)},{Z_4^{(1)}}^{-1}$

Пример 7.12 Имея ключ 1D52 34BC 891C 9C9B 1CC2 4363 A32B 132C для алгоритма IDEA, найти подключи четвертого раунда расшифровки. Порядок записи бит числа --- от младшего к старшему.

Отметим, что существует два способа записи бит в памяти ЭВМ: от старшего к младшему (Big-Endian) и от младшего к старшему (Little-Endian). Big-Endian использовался в ранних архитектурах ЭВМ, и для сохранения обратной совместимости остался в сетевых протоколах и некоторых форматах файлов. Little-Endian используется практически во всех современных архитектурах, поэтому мы используем его в нашей задаче.

Решение. Согласно таблице 7.10, нам нужно найти подключи ${Z_1^{(6)}}^{-1}$ , $-Z_2^{(6)}$ , $-Z_3^{(6)}$ , ${Z_4^{(6)}}^{-1}$ , $Z_5^{(5)}$ , $Z_6^{(5)}$ .

Поэтому необходимо сначала найти необходимые нам подключи для 5-го и 6-го раундов $Z_1^{(6)}$ , $Z_2^{(6)}$ , $Z_3^{(6)}$ , $Z_4^{(6)}$ , $Z_5^{(5)}$ , $Z_6^{(5)}$ .

Обозначим -й 16-битный блок ключа, раз циклически сдвинутого влево на 25 бит, через $K_i^{(n)}$ . Тогда данный нам исходный ключ состоит из блоков $K_1^{(0)},\ K_2^{(0)},\ \ldots,\ K_8^{(0)}$ ; нужный нам подключ $Z_i^{(j)}$ равен некоторому блоку $K_m^{(n)}$ . Выпишем это соответствие, записывая индексы друг под другом:

	000000001111111122222222333333334444444455555555
	123456781234567812345678123456781234567812345678
	111111222222333333444444555555666666777777888888
	123456123456123456123456123456123456123456123456

В таблице отмечены требуемые нам подключи зашифрования. Имеем:

$Z_1^{(6)}=K_7^{(3)},\ Z_2^{(6)}=K_8^{(3)}, Z_3^{(6)}=K_1^{(4)}, Z_4^{(6)}=K_2^{(4)}, Z_5^{(5)}=K_5^{(3)}, Z_6^{(5)}=K_6^{(3)}.$

Для выполнения циклического сдвига запишем наш ключ в бинарном виде. Для этого переведём каждый шестнадцатеричный блок в двоичную систему счисления:

$1D52_{16} = 0001110101010010_2; \quad 34BC_{16}=0011010010111100_2;\quad \ldots$

и выпишем блоки последовательно, начиная от младшего бита к старшему:

$0100101010111000\quad 0011110100101100\quad 0011100010010001\quad 1101100100111001 \\ 0100001100111000\quad 1100011011000010\quad 1101010011000101\quad 0011010011001000$

Для получения блока $K_5^{(3)}$ нужно сдвинуть ключ на $3\cdot 25=75$ бит влево. В полученной битовой последовательности биты с 1 по 16 --- блок $K_1^{(3)}$ , c 17 по 32 --- блок $K_2^{(3)}$ , ..., с 65 по 80 --- блок $K_5^{(3)}$ . Таким образом, в исходном ключе блок $K_5^{(3)}$ располагается с 75+65 - 128 = 12 по 75+80 - 128 = 28 биты: 1100000111101001. Итак, $K_5^{(3)} = 1001011110000011_2 = 38787_{10}=9383_{16}$ . Следующие 16 бит (0110000111000100) составляют ключ $K_6^{(3)} = 0010001110000110_2 = 9094_{10}=2386_{16}$ . Следом идут $K_7^{(3)} = 1001001101110001_2 = 37745_{10}=9371_{16}$ , $K_8^{(3)}=1001100001010011_2 = 38995_{10}=9853_{16}$ .

Для получения $K_1^{(4)}$ и $K_2^{(4)}$ нужно сдвинуть ключ на 100 бит влево. В полученной битовой последовательности биты с 1 по 16 --- блок $K_1^{(4)}$ , а с 17 по 32 --- блок $K_2^{(4)}$ . Имеем: