Читайте также:
|
- В стандартном режиме SNOW работает как быстрый криптографический генератор псевдослучайных последовательностей. Для каждого начального значения, которым в данном случае является секретный ключ K, SNOW выдает ПСП.
- В IV-режиме генератор инициализируется двумя переменными: секретным ключом K и известному IV. Это означает, что для данного секретного ключа K генератор теперь производит набор ПСП, по одной на каждое значение IV.
| Эффективным средством защиты информации от случайных и умышленных деструктивных воздействий является стохастическое преобразование информации.
Результат RH(A,B) преобразования входного n -разрядного двоичного набора A зависит от заполнения таблицы H и параметра преобразования B, задающего смещение в таблице относительно ячейки, содержащей значение A, следующим образом: RH(A,B)=H((mA+B)mod2n), где mA – адрес ячейки таблицы H, содержащей код A, т.е. H(mA)=A. Другими словами, результат работы R -блока суть считывание содержимого ячейки таблицы H, циклически смещенной на B позиций в сторону старших адресов относительно ячейки, содержащей код A.
Для ускорения преобразования в состав R-блока вводится вспомогательный адресный массив  , т.е. ячейка с адресом j в массиве Addr хранит адрес ячейки массива H, содержащей код j
|
ОСОБЕННОСТИ:
«при записи в каждую ячейку массивов H и Addr ее собственного адреса получаем классический сумматор по модулю 2n, а значит, с полным на то основанием R -блок может быть назван стохастическим сумматором
-----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
«при 
, т. е. при записи в каждую ячейку массива Addr ее собственного адреса, и n=4 результат преобразования в точности совпадает с результатами работы двух тактов (сложение с 4 битами ключа и замена в соответствующем узле замены) одной секции раундовой функции российского стандарта ГОСТ 28147-89
-----------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------
«в частном случае при 
и B=0 получаем классический S -блок (блок замены) с таблицей замен H
| |||||||||||||||
ПРОТОКОЛЫ С ПОСРЕДНИКОМ: Посредник – это незаинтересованная третья сторона, которой доверено завершение протокола.Незаинтересованность означает, что у посредника нет интереса к результату работы протокола и склонности к одной из сторон. Доверено означает, что все участники протокола принимают все, что скажет посредник за истину; все его действия интерпретируются как правильные. Посредники помогают реализовать работу протоколов взаимодействия не доверяющих друг другу сторон. ПРОТОКОЛЫ С АРБИТРОМ -Используемый из-за высокой стоимости найма посредников арбитражный протокол может быть разбит на два подпротокола нижнего уровня. Первый представляет собой протокол без посредника, используемый при желании сторон выполнить протокол. Другой представляет собой протокол с посредником, используемым в исключительных обстоятельствах – при наличии разногласий между сторонами. Соответствующий специальный посредник называется арбитром. В отличие от посредника он непосредственно не принимает участия в каждой отдельной реализации протокола и приглашается только для проверки честности выполнения протокола сторонами (судья) в случае разногласий сторон. Самодостаточные протоколы - лучший тип протокола, который полностью обеспечивает честность сторон. Для выполнения протокола не нужен ни посредник, ни арбитр. Само построение протокола обеспечивает отсутствие споров. Если одна из сторон попытается смошенничать, мошенничество будет немедленно обнаружено другой стороной, и протокол прекратит выполняться.
ПРОТОКОЛЫ НУЛЕВОГО РАЗГЛАШЕНИЯ ЗНАНИЙ - это интерактивный протокол, позволяющий одной из сторон (проверяющему, verifier) убедиться в достоверности какого-либо утверждения, не получив при этом никакой другой информации от второй стороны (доказывающего, prover). Иными словами, в результате реализации протокола P сможет доказать V, что он владеет некоторой секретной информацией, не разглашая ее сути. Доказательство с нулевым разглашением должно обладать тремя свойствами: полнота (если утверждение действительно верно, то доказывающий убедит в этом проверяющего), корректность (если утверждение неверно, то даже нечестный доказывающий не сможет убедить проверяющего за исключением пренебрежимо малой вероятности), нулевое разглашение (если утверждение верно, то любой даже нечестный проверяющий не узнает ничего кроме самого факта, что утверждение верно). Физическая реализация данного протокола - пещеры нулевого знания, предложена Б.Шнайером.
ПРОТОКОЛЫ РАЗДЕЛЕНИЯ ОБЩЕГО СЕКРЕТА - криптографические схемы разделения секрета были независимо открыты Шамиром и Блэкли. Основное назначение схем – управление ключами. Идея заключается в разделении секретного ключа на компоненты с последующим их распределением среди легального сообщества участников. Восстановление ключа возможно только в том случае, если некоторая легальная коалиция участников объединит свои ключевые компоненты.
К данному типу протоколов относятся: схема разделения секрета Блэкли - используется метод расслаивания изображений, в исходном виде не является совершенной схема Шамира - построена по принципу полиномиальной интерполяции, является совершенной Интерполяция — способ нахождения промежуточных значений величины по имеющемуся дискретному набору известных значений. схемы на основе кодов Рида-Соломона - схема Шамира представляет собой специальный случай кода Рида-Соломона верифицируемые схемы разделения секрета - каждый из участников может убедиться в том, что полученная им тень (или тени), объединенная с тенями других участников, позволяет гарантированно восстановить разделенный секрет, для реализации протокола необходим один широковещательный канал и по одному секретному каналу для каждой пары участников разделение секрета в системах с пролонгированной безопасностью – схема построена исходя из предположения о том, что злоумышленник может захватить отдельного участника, получить доступ к его тени и затем продолжить экспансию. Описанная стратегия характерна для некоторых разновидностей сетевых вирусов.
ПРОТОКОЛ СЛЕПОЙ ЭЦП - подписывающий (абонент B) не знает, какую информацию он подписывает.
Гарантией защиты интересов субъектов криптографических протоколов является высокая сложность задачи вычисления секретного ключа и низкая вероятность повторения случайных чисел, если они являются достаточно длинными. | |||||||||||||||
| 10. Протоколы формирования электронной цифровой подписи. | |||||||||||||||
Электронная цифровая подпись – вид электронной подписи, полученной в результате криптографического преобразования набора электронных данных, который прилагается к этому набору или логически с ним связывается и дает возможность подтвердить его целостность и идентифицировать лицо, его подписывающее. Основной задачей ЭЦП является обеспечение целостности данных, аутентификация отправителя и неотказуемость. ЭЦП создается с помощью личного ключа и проверяется с помощью открытого ключа. Стойкость такой подписи зависит от вида преобразования (функции) текста, и его параметров.
В обобщенной системе ЭЦП используются три криптографических алгоритма:
- алгоритм формирования подписи по секретному ключу;
- алгоритм проверки подписи по открытому ключу;
- алгоритм вычисления хэш-функции от подписываемого сообщения.
- алгоритмы формирования секретного и открытого ключей (математические основы ЭЦП)
Протокол коллективной подписи обладает следующими важными для практического применения особенностями: 1. Длина коллективной подписи не зависит от числа субъектов, которые подписали электронный документ. 2. Из отдельных долей подписи вычислительно сложно сформировать подпись, соответствующую сокращенному коллективу подписавших. Это свойство является важным для обеспечения неотказуемости от коллективной подписи со стороны любого субъекта, участвовавшего в формировании коллективной подписи. 3. Сложность формирования коллективной подписи для 4. Сложность проверки коллективной подписи для Момент появления коллективной (композиционной) ЭЦП фактически представляет собой момент одновременного подписания заданного электронного документа (пакета документов). Это означает, что применение протоколов коллективной и композиционной подписи естественным и удобным способом решает проблемы подписания контракта и пакета контрактов соответственно. | |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
|
Криптографические схемы разделения секрета были независимо открыты Шамиром и Блэкли.Основное назначение схем – управление ключами. Во многих криптографических приложениях доступность информации зависит от одного-единственного секретного ключа. Если ключ каким-либо образом, доступ к информации блокируется. Схемы разделения секрета позволяют решить сформулированную проблему. Идея заключается в разделении секретного ключа на компоненты с последующим их распределением среди легального сообщества участников.Восстановление ключа возможно только в том случае, если некоторая легальная коалиция участников объединит свои ключевые компоненты. Рассматриваемые схемы известны также под названием m -из- n -схем или (m,n)- пороговых схем для некоторого 1≤m≤n. Предполагается, что схема разделения секрета включает n участников и управляется авторизованным дилером. Основная задача дилера – разделение секрета на n компонентов («теней») и распределение их среди участников так, что любые m (и более) участников, собравшись вместе и предъявив тени, могут восстановить секретный ключ. Причем любые (m-1) и менее участников не могут это сделать. Компромисс между криптостойкостью и гибкостью схемы регулируется выбором параметров m и n.
Cхема разделения секрета Блэкли - имеет геометрическую природу. Секрет представляет собой точку в m-мерном пространстве. Каждая из n теней задается как гиперплоскость в m-мерном пространстве. Определение секрета сводится к нахождению точки пересечения m гиперплоскостей. В исходном виде схема не является совершенной. ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------ Схема Шамира - построена по принципу полиномиальной интерполяции, является совершенной. Пусть задан многочлен степени (m-1) над конечным полем GF(q) из q элементов Интерполяция — способ нахождения промежуточных значений величины по имеющемуся дискретному набору известных значений. ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------ Схемы на основе кодов Рида-Соломона - схема Шамира представляет собой специальный случай кода Рида-Соломона. Обозначим через (α1, α2, …, αq-1) список ненулевых элементов конечного поля GF(q). Последовательность входных символов α =(α1,α2,… αq-1), α1 ϵ GF(q). Kодируется в кодовое слово D=(D1,D2,…,Dq-1), где ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------ Верифицируемые схемы разделения секрета - каждый из участников может убедиться в том, что полученная им тень (или тени), объединенная с тенями других участников, позволяет гарантированно восстановить разделенный секрет. Основная проблема: дилер распределяет секрет среди n≥2t+1 участников, причем предполагается, что t из них являются обманщиками. Сам дилер тоже может быть обманщиком. Предполагается так же, что дилер является участником схемы и обладает некоторой тенью (тенями) разделенного секрета. Если же дилер честный, нечестные участники не смогут восстановить секрет s. Для реализации протокола необходим один широковещательный канал и по одному секретному каналу для каждой пары участников ------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------------ Разделение секрета в системах с пролонгированной безопасностью – схема построена исходя из предположения о том, что злоумышленник может захватить отдельного участника, получить доступ к его тени и затем продолжить экспансию. Причем за один раз злоумышленник может захватить не более (k-1) участников. В результате долговременной активности злоумышленника все участники будут захвачены и все тени раскрыты. Описанная стратегия характерна для некоторых разновидностей сетевых вирусов. Для противодействия описанной выше долговременной атаке необходимо периодически (например, каждый день) обновлять тени секрета. При этом новые тени не должны зависеть от старых. Однако все тени (как старые, так и новые) должны позволять однозначно восстанавливать один и тот же секрет. | |||||||||||||||
| |||||||||||||||
Рассмотрим схему слепой электронной подписи, когда подписывающий (абонент B) не знает, какую информацию он подписывает. Такой механизм используется, например, в системах тайного электронного голосования и в системах электронной коммерции, где банк подписывает цифровые банкноты без получения информации о ее серийном номере. При этом обмен цифровыми банкнотами происходит с использованием обычных механизмов обеспечения конфиденциальности и аутентичности информации. Пусть  – открытая функция шифрования, а  – секретная функция расшифрования, где  ,  – секретный ключ абонента B.
Используем схему слепой электронной подписи RSA.
1) Абонент A вычисляет хэш  последовательности  .
2) Абонент A формирует случайное число  – так называемый затеняющий множитель.
3) Абонент A шифрует  на открытом ключе  и формирует сообщение
 ,
которое отправляет абоненту B.
4) Абонент B шифрует сообщение  своим секретным ключом
и отправляет результат абоненту A.
5) Абонент A снимает действие затемняющего множителя
и получает электронную подпись абонента B на документе  , при этом последний не получил никакой
информации о подписанном документе. Сама процедура слепой подписи требует от одного из участников согласия на то, что он может подвергнуться некоторым посягательствам путем приписывания ему определенных обязательств, которые он не хотел бы брать на себя.
В реальных протоколах, где используется слепая подпись, предусматриваются также процедуры, которые дают определенные гарантии подписывающей стороне, что ее не обманут. Эти гарантии основаны на некоторых дополнительных процедурах и соглашениях, вносящих ограничения и ответственность на сторону, представляющую документ для слепого подписывания. Естественно, что каждая из сторон должна согласиться на тот или иной риск и на определенные гарантии, в противном случае нельзя было бы решить ту задачу, которую хотят решить обе стороны. Так, при использовании систем ЭЦП, пользователи принимают риск, что кто-то может вычислить их секретный ключ. Гарантией защиты их интересов является высокая сложность задачи вычисления секретного ключа. Другим типом гарантий, используемых в криптографических протоколах, служит низкая вероятность повторения случайных чисел, если они являются достаточно длинными.
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| FIPS 140-2(требования безопасности для криптомодулей) – федеральный стандарт США, принятый в 2001 г., последние изменения внесены в 2002 г. Скремблирование – процесс замены одних частотных составляющих другими в соответствии с определенным законом при сохранении общего объема энергии сигнала. Группы требований FIPS 140-2: 1. Спецификация криптомодуля 2. Порты и интерфейсы доступа 3. Роли, сервисы и аутентификация 4. Модель конечного автомата 5. Физическая безопасность 6. Операционное окружение 7. Управление криптографическими ключами 8. Защита от утечек по побочным каналам 9. Самотестирование 10. Доверие к дизайну 11. Стойкость к различным атакам Определяется 5 уровней безопасности: 1 ур. Обеспечивает самый низкий уровень гарантии безопасности. Отсутствуют специфические физические механизмы защиты. Характерен для программных криптомодулей. 2 ур. Добавляет простейшие механизмы обнаружения вмешательства в раб. криптомодуля. Такое обнаружение реализуется использованием защитных покровов, печатей или замков на снимаемых крышках модуля. Оповещение с помощью привлекающ. внимание сигналов и реализация механизма контроля целостности данных. Также реализуется ролевая аутентификация, кот. позвол. разным категориям пользователей по-разному исп. криптомодуль (роль пользов., тестировщика, криптоофицера). 3 ур. Добавляет ф-ции по обнаружению неавториз. доступа к CSP, хранящимся в криптомодуле. Предполагает организацию спец. защитных покровов через кот. проходят спец. эл. цепи. Нарушение этих цепей приводит к обнулению содержимого КМ. Внедряется личностная аутентиф., в том числе и с применением биометрических методов(физиологические: отпечатки пальцев, рисунок сетчатки глаза, форма ушной раковины, ДНК; психологические: характер подписи, походка, спектр голоса). Добавляется защита от тайминг-атак (анализ времени криптопреобразований) путем корректировки времени выполнения внутр. операций. 4 ур. Вводит 2-ухфакторную аутентификацию и защищает КМ от изменений параметров внешней среды (темпер., напряжения с-мы питания и т.д.). Критические данные внутри модуля должны храниться в зашифр. виде, когда модуль включен. Также протоколируются все события, произошедшие в КМ. 4 ур. –это нач. уровень для военных с-м. 5 ур. Обеспечивает наивысший уровень защиты. Предполагает наличие ПО, кот. выполн. ф-ции шифрования и аутентифик. всех SSP и тест целостности кода перед выключением КМ и после его включ. Модули должны быть непроницаемы излучению, не регистрируемому чел. глазам и обладать цепями обратной связи, посредством которых можно послать сигнал на обнуление PSP и CSP+ защита от эл. маг. излучений. Нет ни одного устройства, кот. соотв. бы этому уровню. | |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| Аутентификация-процесс определения подлинности объекта системой. Процедура аутентификации используется при обмене информацией между компьютерами, при этом используются весьма сложные криптографические протоколы, обеспечивающие защиту линии связи от прослушивания или подмены одного из участников взаимодействия. Протокол Нидхема-Шредера, использующий секретный ключ и применяющий одноключевую криптографию. Он используется в качестве основы для протокола Kerberos. Данный протокол используется для обеспечениия сторон сессионными ключами в потенциально незащищенной ТКС. Протокол уязвим для атак повтора сообщений. Этот недостаток ликвидируется в Kerberos с использованием временних меток. Протокол Нидхема-Шредера, использующий открытые ключи и применяющий двуключевую криптографию. Он используется для проведения взаимной аутентификации между сторонами, взаимодействующими в потенциально незащищенной ТКС.Протокол уязвим к атакам типа «человек посередине». Протокол Отвея-Риза является протоколом аутентификации в компьютерной сети и спроектирован для применения в незащищенных сетях(Интернет). Он позволяет объектам взаимодействовать в сети, доказывая свою идентичность с предотвращением прослушивания сети или атак повтора сообщений. *Протокол Kerberos-компьютерный сетевой протокол аутентификации, позволяющий отдельным личностям общаться через незащищенные сети для безопасной идентификации. Её организация направлена в первую очередь на клиент-серверную модель и обеспечивает взаимную аутентификацию--оба пользователя через сервер подтверждают личности друг друга. Сообщения, отправляемые через протокол Kerberos, защищены от прослушивания и атак. *Важным моментом защиты удаленного доступа к серверам телекоммуникационных систем, построенных на основе открытых стандартов сообщества Интернет, является поддержка протоколов аутентификации РАР(протокол аутентификации пароля) и СНАР(протокол аутентификации с предварительным согласованием вызова). *ЕАР является основным протоколом аутентификации РРР, который поддерживает множество механизмов аутентификации. ЕАР не выбирает специфический механизм аутентификации во время фазы установления соединения, а производит выбор во время фазы аутентификации. Это позволяет аутентифицирующей стороне поучить больше информации для механизма аутентификации и, таким образом, проводить более сложные, комплексные процедуры проверки подлинности объектов. | |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
| |||||||||||||||
Дата добавления: 2015-12-01; просмотров: 42 | Нарушение авторских прав
-й пользователь генерирует случайное число 
, где 
. Затем он вычисляет число 
, которое рассылает остальным пользователям из данной группы.
, а затем – первый элемент коллективной подписи
.
.
,
hj – значение хэш-функции от документа, подписываемого j -м польз.
, которое является вторым элементом ЭЦП.
проверяетсяпутем проверки выполнимости соотношений 
и 
, в первое из которых в качестве значения 
входит коллективный открытый ключ 
проверяется путем проверки выполнимости соотношений 
и 
, в первое из которых в качестве значения 
входит коллективный открытый ключ, вычисляемый в зависимости от открытых ключей отдельных пользователей и от значений хэш-функций подписываемых ими документов по следующей формуле: 
.
субъектов равна 
операций модульного экспоненцирования.
субъектов примерно равна двум операциям модульного экспоненцирования.
. Секретный ключ задается свободным членом a, все остальные коэффициенты многочлена – случайные элементы поля. Каждая тень – точка (xi, yi) на кривой описываемой заданным многочленом.
, a – примитивный элемент поля. Секрет задается как 
, в качестве теней выбираются Di. Предположим, что t из s теней содержат ошибки тогда они рассматриваются как сумма по модулю 2 ошибочного значения и символа кодового слова. Т.о., суть процедуры декодирования с исправлением ошибок заключается в определении позиции и значения ошибки. Помимо ошибок различают стирания. В отличие от ошибок при исправлении стираний позиции известны. Применяя алгоритм декодирования с исправлением ошибок и стираний, можно гарантированно восстановить D и a, а следовательно, и a, при условии что s-2t≥k.