Естественно, что желательно получить как можно более длинный
период последовательности от многочлена заданной степени. Ответ
на вопрос, каков максимальный период, получаемый от
последовательности, мы уже имеем - не больше 2**N-1 в GF(2^).
Можно было бы и поверить в существование примитивных многочленов,
порождающих такие последовательности. Тем не менее, желательно
иметь процедуру, позволяющую находить такие многочлены пусть не
практически, то хоть теоретически, если они только существуют.
Поэтому приведем теорему:
ТЕОРЕМА 5. Если многочлен f(x) степени n делит
многочлен х**k-1 лишь при k>2**n-1, то период его
любой ненулевой последовательности равен 2**n-1.
Пусть f(x) делит многочлен х**k-1 при k=2**n-1, тогда длина
периода любой, порожденной им ненулевой последовательности делит
2**N-1. Если 2**N-1 простое число, то последовательность
максимального периода обеспечена. Иначе допустим, что длина
периода некоторой последовательности равна k<2**N-l. В этом
случае f(x) делит многочлен х**N-1 вопреки условию,
следовательно, всегда выполняется строгое равенство k=2**N-1.
Например, многочлен х**4+х+1 делит х*15+1, но не делит ни
один многочлен х**K-1 при k<15, то есть является многочленом
максимального периода 15. Этому многочлену соответствует
рекуррентное соотношение:
Gi+G(i-1)+G(i-4)=0
При разных его начальных значениях генерируется такие
последовательности:
0001=>(000111101011001), 0010=> (001000111101011),
0011=> (001111010110010) и т. д.
Все они в соответствии с теорией имеют длину периода 15 и
отличаются друг от друга лишь сдвигом. Из этого вытекает очень
важное для криптографии свойство последовательностей
максимального периода, что их одиночный период состоит из всех
разных неповторяющихся ненулевых блоков длины n, что гарантирует
хорошие статистические качества получаемых псевдослучайных чисел.
В частности, такие последовательности не имеют скрытой
периодичности, на чем следует остановиться несколько подробнее.
Иногда последовательности такого вида с максимальным периодом
называют последовательностями Де Брюйна в честь исследователя,
подробно описавшего в открытой научной печати их свойства.
ТЕОРЕМА 6. Если S - последовательность максимального периода,
то она имеет равномерный спектр.
Если S - последовательность максимального периода, то она
состоит из 2**(N-1)-1 нулей и 2**(N-1) единиц. Последовательность
{(Si*Si+j)} при любом j>0 представляет собой сдвиг исходной
последовательности, а при j=0 состоит Из 2**N-1 единиц. Таким
образом, автокорреляционная функция R равна: 2**N-1 при j=0 и 0
при j>0. А, поскольку Rj представляет собой дельта-функцию, то ее
спектр равномерный и последовательность этим похожа на случайный
белый шум.
Теперь мы знаем, что грех искать лучший материал для
псевдослучайных последовательностей, чем рекуррентные
последовательности описанного вида. Они обладают исключительным
набором свойств: предельно большая длина периода, отсутствие
скрытых периодичностей, статистическая равномерность, что делает
их незаменимыми в криптографии. Однако читатель, искушенный в
математике, скорее будет огорчен, чем обрадован предыдущим
изложением. И вот почему: мы рассуждали о замечательных свойствах
последовательностей, существование которых не доказано. Придется
лишь поверить в существование неприводимых многочленов любой
степени и, значит, соответствующих им последовательностей, потому
что это дается в самом красивом и, наверное, самом сложном из
разделов чистой математики теории Галуа. Вот что о ее авторе
сообщает Большой энциклопедический словарь:
ГАЛУА (Galois) Эварист (1811-32), франц. математик. Тр. по теории
алгебр, ур-ний положили начало развитию современной алгебры. С
идеями Г. связаны такие ее важнейшие понятия, как группа, поле и
др. Науч. наследие Г. - небольшое число весьма кратко написанных
работ, из-за новизны идей не понятых при жизни Г. Опубл. в 1846
Ж. Лиувиллем.
Нельзя не отметить, что теория Галуа представляет собой
жемчужину современной математики. Согласно преданию, Эварист
Галуа в ночь на 30 мая 1832 года перед дуэлью вместе с письмом
другу написал на 41 странице работу, обессмертившую его имя и
получившую название теории Галуа. Одна бессонная ночь
двадцатилетнего французского гения навеки обрекла миллионы
студентов на хроническую бессонницу перед экзаменом по этому
предмету, и многие из них будут сетовать на черствость подруги
Эвариста, оставившей его в ночь перед дуэлью безутешным, хотя
стрелялся он из-за нее. Злые языки утверждают, что разработанная
им теория представляет собой акт мести системе высшего
образования за то, что его дважды срезали на вступительном
экзамене по математике в Политехнической школе. Для нас важно
лишь то, что этот гениальный юноша создал теорию, доказывающую
существование многочленов, дающих последовательности
максимального периода сколь угодно большой степени. Таким
образом, в существование их поверить можно. А вот нахождение
таких многочленов до сих пор покрыто мраком. Без сомнения,
криптографические службы высокоразвитых стран работали и работают
над поиском многочленов как можно более высокой степени, но свои
последние результаты они почти не освещают в открытой печати.
Хуже всего дела идут в России, где не было ни одной открытой
публикации отечественных полиномов высокой степени пригодных для
помехоустойчивого кодирования и криптографии и колоссальные
средства налогоплательщиков оказались, по образному выражению
Балоуна из "Бравого солдата Швейка", в сортире. Поэтому приведем
старые и открытые данные из демократических стран.
В следующей таблице приведены номера 4 бит, которые можно
использовать при генерации последовательностей максимальной длины
для случайных чисел длиной 8, 16, 24 и 32 бита, то есть для
целого числа байт в памяти ЭВМ. Эти биты задают коэффициенты
неприводимых многочленов ненулевой степени над GF(2).
n биты переноca
8 1 2 3 8
16 0 2 11 16
24 0 1 6 24
32 0 1 21 32
Известен неприводимый многочлен x**61+x**3+1, a по
многочленам больших степеней в литературе данных найти не
удалось. Поэтому естественно возникает вопрос: как ведут себя
последовательности, порожденные произведением взаимно простых
многочленов. Ответ на него дает следующая теорема, доказательство
которой мы опустим, так как оно в нашем контексте неинтересно.
ТЕОРЕМА 7. Если f(x) и h(x) - взаимно простые многочлены, то
тогда многочлен f(x)*h(x) порождает последовательности,
являющихся суммами последовательностей для f(x) и h(x).
Итак, период последовательности от f(x)*h(x) равен произведению
периодов соответствующих последовательностей f(x) и h(x). Однако
причин для радости мало, так как сюда же входят и
последовательности периода 1 для нулевых данных. Приведем пример.
Многочлены f(x)=x**3+x+1 и h(x)=x**2+x+1 неприводимы и взаимно
просты. В зависимости от начальных данных многочлен f(x) имеет
одну последовательность периода 1 и 7 последовательностей периода
7. Многочлен h(x) имеет одну последовательность периода 1 и 3
последовательности длины 3, а многочлен f(x)*h(x) имеет такой
спектр периодов:
период число последовательностей
1*1=1 1*1=1
1*3=3 1*3=3
1*7=7 1*7=7
3*7=21 3*7=21
Таким образом, произведение многочленов дает
последовательности с произведением периодов. Ненулевые начальные
данные для многочленов максимальных периодов гарантируют
получение произведения этих периодов, что должно устроить
конструкторов гаммы. В следующей таблице приведены данные о
рядах, которые генерируют тестированием всего лишь двух бит.
n биты взаимная простота периодов
17 18 20 21 22 23 25 28 29 31
17 2 17 - + + + + + + + + +
18 6 18 + - - - - + + - + +
20 2 20 + - - + - + - - + +
21 1 21 + - + - + + + - + +
22 0 22 + - - + - + + - + +
23 4 23 + + + + + - + + + +
25 2 25 + + - + + + - + + +
28 2 28 + - - - - + + - + +
29 1 29 + + + + + + + + - +
31 2 31 + + + + + + + + + -
В таблице знаком "+" указана взаимная простота периодов этих
рядов, а знаком "-" наличие общих делителей. Так, если взять 3
генератора с длинами чисел 28, 29 и 31 бит, то при одновременной
их работе период будет длиной около 10**26, что вполне устроит
достаточно серьезную криптографическую систему. Начальное
заполнение всех рядов должно быть при этом опять таки ненулевым.
Такие реализации генераторов гаммы выглядят некрасиво. Однако они
гораздо более стойки криптологически, так как в их многочленах
много коэффициентов, которые при взламывании шифра
криптоаналитиком ему придется подбирать. Кроме того, вовсе не
обязательно просто складывать эти последовательности, но можно
одной последовательностью шифровать другую. Так, если у' и у" -
гаммы с разными периодами, а Г" и Г" шифры типа DES, образуемые
ими, то гамма у=Г"у'+Г'у" будет очень длинной и весьма стойкой к
взлому.
Анализ псевдослучайных последовательностей
Пусть известен участок ключа {g1, g2,... G(2n+2)),
полученного с помощью рекуррентного соотношения длиной n. Здесь
Gi и другие переменные рассматриваются как биты, то есть над
полем GF(2). В этом случае есть возможность восстановить весь
ключ, реконструировав рекуррентное соотношение. Рекуррентное
соотношение:
Cn*Gi + C(n-1)G(i+1) +... + C0*G(i+n) = О
выполняется при i=1, 2,... n+1. Поэтому имеем систему из n+1
линейных уравнений с n+1 неизвестными, при решении которой
получаем коэффициенты использованного рекуррентного соотношения
Ci, позволяющие продлить известный участок ключа вперед или назад
на любую длину. Фактически неизвестных коэффициентов только n-1,
так как Co=Cn=1. Есть ряд алгоритмов решения этой системы, но и
обычный метод исключения переменных тоже хорош, так как при
вычислениях в конечных полях ошибок округления нет, а полученная
система линейных уравнений не вырождена. Допустим имеется участок
гаммы...10101111... из 8 бит. Степень больше 4 мы
реконструировать не сможем, а меньшая недопустима, так как подряд
встречаются 4 единицы. Поэтому, составив систему из 4 уравнений:
С4+С2=1 C3+С1=1 C4+C2+C1=l C3+C2+C1=1
и решая ее, получаем С4=1, C3=1, C2=0 и C1=0, что отвечает
многочлену х**4+х**3+1. Таким образом, получаем еще один довод в
пользу дополнительного усиления шифра многоалфавитной замены
дополнительной перестановкой, потому что иначе участок
последовательности можно попытаться вскрыть, отгадывая текст
исходного сообщения. Для длины рекуррентного соотношения n=60 и
кодировании символов группами по 5 бит достаточно отгадать 24
символа, чтобы свести задачу к подбору перестановки. На первый
взгляд кажется, что невозможно отгадать столь длинный участок
текста. Однако большую помощь в этом может оказать
ориентировочное знание содержания исходного сообщения, в котором
могут встречаться устойчивые словосочетания большой длины, напри-
мер, "государства среднеазиатского региона". Эта область
достаточно сложна и деликатна, чтобы углубляться в нее дальше.
Отметим лишь достоинство блочных шифров, заключающееся в том, что
желающим их расколоть криптоаналитикам при достаточной длине
блока ничего не остается, как вести атаку прямым подбором ключа,
так как надежда отгадать кусок исходного текста большой длины
весьма химерична. Кроме того, так как избыточность исходного
текста существенно ослабляет шифр, то нужно перед шифрованием
преобразовать его, используя оптимальный код, уменьшающий
избыточность. Естественно, что для этого непригодны стандартные
программы сжатия и архивации как ARC, ZIP и им подобные, так как
создают в файле заголовок с множеством полей, содержимое которых
легко предсказать. Необходимо пользоваться собственным сжатием,
согласованным с программой шифрования, как это сделано в системе
PCSecure.
Из рассмотренного примера видно, что несмотря на возможность
большого выбора примитивных полиномов обратной связи,
последовательности их не могут быть использованы в качестве гаммы
без применения к ним необходимых криптографических преобразований
в простых криптографических системах. Как мы только что видели,
начальное состояние и соединения обратной связи сдвигового
регистра с линейными обратными связями могут быть раскрыты по не
очень длинному участку выходной последовательности. В принципе
сдвиговый регистр с линейными обратными связями может
генерировать любую периодическую последовательность. Существуют
процедуры синтеза полиномов обратной связи сдвигового регистра
наименьшей длины, генерирующего данную последовательность. Длина
такого регистра называется линейной сложностью
последовательности. Поэтому при разработке генератора
последовательностей, который может быть использован в
криптографии, необходимо гарантировать независимую от ключа
достаточно большую низшую границу линейной сложности генерируемой
последовательности.
Для проверки криптографической стойкости последовательностей
гаммы применяются различные методы криптоанализа. При этом
считается, что раскрытие гаммы равносильно раскрытию шифра
методом криптоанализа с известным открытым текстом. Одним из
таких методов является метод анализа корреляционных свойств
гаммы, предложенный Зигентхальтером. Во многих генераторах
окончательно сформированная гамма получается посредством
суммирования по модулю 2 нескольких выходных последовательностей.
При этом между гаммой и каждой из суммируемых последовательностей
может существовать определенная статистическая зависимость.
Зигентхальтер разработал общий критерий идентификации ключа,
используемый для анализа гаммы по методу "разделяй и властвуй".
Его анализ выделяет отдельные последовательности в гамме полным
перебором. Это показывает, что разработчику криптографической
системы и криптоаналитику необходимо обращать внимание на
статистические зависимости различных составных частей генератора
гаммы.
Другой, алгебраический метод, предложенный Зенгом, Янгом и
Рао, использует скрытые линейности генераторов гаммы. Он, как и
пример выше, основан на точной оценке непротиворечивости системы
линейных алгебраических уравнений со случайными коэффициентами.
Этот метод пытается по отрезку гаммы выделить подключ из общего
ключа и составить систему линейных уравнений такую, что
коэффициенты матрицы зависят только от под ключа. Если подключ
выделен правильно, то соответствующая система уравнений с большой
вероятностью будет удовлетворять требованию нспротиворечивости.
Далее по оставшейся части последовательности можно найти весь
ключ. Для определения подключа применим метод полного перебора
подключей. При этом непротиворечивость системы линейных уравнений
служит критерием идентификации ключа. Успешный результат этого
метода означает, что лишь подключ определяет стойкость, а
остальная часть ключа избыточна. Так как оба рассмотренных метода
анализа требуют применения полного перебора для поиска ключа, их
можно считать способами обнаружения избыточности ключей
генераторов гаммы, а не практическими алгоритмами раскрытия
текста шифра.
Чтобы сбить с толку криптоаналитиков. многие генераторы гаммы
основаны на комбинации двух или более генераторов с
использованием нелинейных логических функций. Один из наиболее
простых способов комбинации двух сдвиговых регистров с линейными
обратными связями состоит в применении переключателя с отношением
переключаемых разрядов 2:1 и носит имя генератора Джеффи. Слабое
место такого генератора связано с тем, что такая система может
быть легко раскрыта методом криптоанализа с использованием так
называемых линейных синдромов. При современном состоянии техники
сдвиговых регистров с линейными обратными связями выходная
последовательность может быть раскрыта по перехваченному сегменту
гаммы длиной в строку текста. Известен еще один генератор этого
типа - генератор Дженнинга - тоже использующий переключатель для
объединения двух регистров с линейными обратными связями. И он
довольно несложно вскрывается криптоаналитиками. Таким образом,
хотя множество возможных нелинейных комбинаций
последовательностей, образующих гамму, очень большое, вклад их в
криптографическую стойкость системы в целом незначителен и
необходимо применять перестановки, как это сделано в DES.
Следует иметь в виду, что большая линейная сложность
генераторов на сдвиговых регистрах является лишь одним из
требований, которым они должны удовлетворять. Известно много
хороших методов, гарантирующих большой нижний предел этой
сложности. Многие из опубликованных в последнее время результатов
исследований по криптографии необоснованно обращают внимание
только на проблемы большого периода генерируемых
последовательностей и большой линейной сложности генераторов.
Криптологи же считают, что обнаружение и устранение
статистических и скрытых систематических зависимостей, особенно
линейных, имеет важнейшее значение при проектировании конкретной
криптографической системы, так как любые зависимости в гамме
приводят к избыточности ключа.
Теперь приведу вольный пересказ старой газетной статьи. Шпион
несколько раз прикурил, фотографируя спрятанным в зажигалке
фотоаппаратом открытую шифровальную машину с разных сторон.
Затем, введя ключ из одних пробелов, он несколько сот раз нажал
букву А. Полученная перфолента шифровки была после внимательного
рассматривания туго свернута в рулон и небрежно отброшена, но в
конце концов незаметно очутилась в его кармане. Теперь вопрос:
почему шпиона заинтересовала шифровка дурацкого текста из одной
повторяющейся буквы? Надеюсь, что читатели смогут теперь ответить
на этот вопрос точно и обстоятельно.
ОБЩИЕ ПРОБЛЕМЫ ЗАЩИТЫ ИНФОРМАЦИИ
Верьте брахману больше, чем
змее, а змее больше чем шлюхе,
а шлюхе больше, чем афганцу...
Редьярд Киплинг. "Ким "
Потребность в защите информации возникает в связи с
необходимостью обеспечить секретность исследований в
стратегических областях, правильно распределять информацию о
промышленных разработках и регулировать информацию о личности в
современном обществе. Начало восьмидесятых годов рассматривается
как начальный пункт, когда социальные протесты в демократических
странах помогли сплестись глобальной сети хакеров. Политический
флирт на почве нарушения прав человека породил тьму организаций
хакеров в массе стран мира почти одновременно. Менее чем за год
эти группы узнали прелесть сотрудничества. Их члены свободно
обменивались идеями через национальные границы, часто по
украденным паролям, дающим бесплатный доступ к телефонной сети.
Несколько причин, объединившись вместе, сделали международный
компьютерный разбой легким и действенным: новые технологии,
создавшие более мощные и дешевые компьютеры, развитие
коммуникаций для связи и международный характер стандартов,
установленных транснациональными корпорациями.
Проблемы защиты данных наиболее остро проявляются при
использовании ЭВМ для обработки и хранения информации секретного
и частного характера. В этой главе на элементарном уровне будут
разобраны возможные угрозы данным в ЭВМ, уровни защиты данных в
комплексе мер по обеспечению их секретности и оценки
эффективности разных средств защиты. Материал, изложенный здесь
необходим для ознакомления всем пользователям ЭВМ, программистам
и администраторам, отвечающим за функционирование вычислительных
систем для того, чтобы оценить возможный реальный ущерб от
несанкционированного доступа к их конфиденциальным данным и
принять адекватные меры по их защите. Без установления общего
комплекса мер по защите данных их шифрование будет пустым
занятием. Рассмотрим сначала, какие же угрозы могут возникнуть
для информации, хранящейся в компьютере и какие убытки могут воз-
никнуть от несанкционированного ее использования любопытными и
злоумышленниками.
Угрозы данным
В принципе есть лишь два вида угрозы: раскрытие и
видоизменение данных. Раскрытие данных предполагает, что кому-то
случайно или после целенаправленных действий стал известен смысл
информации. Этот вид нарушения встречается наиболее часто.
Последствия могут быть самые разные. Если похищен текст книги
справочника, на которую потрачены месяцы работы десятков людей,
то для коллектива авторов это катастрофа и потери могут
выражаться в тысячах долларов. Однако если книга уже издана, то
достаточно лишь слегка пожурить похитителя и рассказать о
случившемся в отделе новостей газеты или TV, похититель может
сделать книге великолепную рекламу. Очень важную информацию,
тщательно оберегаемую от раскрытия, представляют сведения о
людях: истории болезни, письма, состояния счетов в банках.
Однако, по мнению большого числа специалистов, угрозы личности с
введением компьютеров остались на том же уровне и в том же
состоянии, что и до обширного использования ЭВМ.
Рассмотрим виды потерь, возникающие от раскрытия информации.
Обычно данные о людях наиболее важны для них самих, но, как бы
это не описывали в шпионских фильмах, мало что значат для
похитителей. Иногда личные данные могут использоваться для
компрометации не только отдельных людей, но целых организаций,
например, если выяснится скрываемая прежняя судимость за растрату
директора коммерческого банка. Но тот, кто компрометирует, не
имея твердой моральной основы для этого, в большинстве случаев
теряет больше самого компрометируемого. Лишь малая кучка
профессиональных негодяев из адвокатов и журналистов, которым уже
нет дела до своего морального облика, наживается, занимаясь
компрометацией. Тем не менее информация о людях ценна сама по
себе, основной убыток от ее разглашения - личное несчастье
человека. Другое дело - раскрытие стратегической управляющей
информации. Если вскрыт долгосрочный план развития производства
или анализ конъюнктуры на рынке, то потери для держателя этой
информации будут невелики, но для конкурентов такие сведения
очень важны. Думается, что хотя несанкционированное чтение данных
бывает довольно часто, но редко когда приносит существенный вред,
так как часто делается без злого умысла - случайно или из
любопытства.
Искажения информации представляют существенно большую
опасность. Во многих организациях жизненно важные данные хранятся
в файлах: инвентарные описи, графики работ, списки заказов. Если
такие данные будут искажены или стерты, то работа надолго
парализуется. Самое опасное в этом то, что в примитивных
криптографических системах необходимые для этого искажения могут
быть сделаны и без знания ключа. Поэтому серьезные шифры должны
гарантировать не только устойчивость их раскрытия, но и
невозможность незаметной модификации одиночного бита. Владение
ключом открывает полный доступ к данным - тогда можно
скомпрометировать бухгалтерскую или конструкторскую систему, чуть
исказив десяток-другой чисел, или удалить сведения о реальном
движении товара, чтобы счет за него не был выставлен. Похоже, что
наиболее уязвима для искажения информация экономического
характера, где потери могут быть чрезвычайно велики. Самое первое
компьютерное преступление в нашей стране было именно этого типа и
принесло прямые убытки в десятки тысяч рублей, когда в конце
семидесятых, один из прибалтийских банков обнаружил у себя
недостачу наличных денег. Руководителям крупных научных и
программных проектов следует помнить, что большую опасность для
их данных представляют не конкуренты, а собственные сотрудники.
По различнейшим причинам они могут уничтожить или исказить
окончательный проект. Совсем неожиданный случай произошел в фирме
IBM, которая привезла в Австралию заказанную ей программную
систему. После предварительного успешного опробования состоялась
демонстрация, на которой система оказалась неработоспособной.
Расследование выяснило, что один программист во время опробования
нашел в своей программе ошибку и тайно внес исправления в
тщательно охраняемую копию системы. Он не знал, что ошибка уже
корректировалась другими программами и получившаяся во время
демонстрации двойная коррекция чуть не обошлась IBM в миллион
долларов. Таким образом, критические данные обязательно должны
храниться в шифрованном виде или хотя бы подтверждаться
имитоприставкой иди цифровой подписью, чтобы исключить искажения.
Уровни защиты данных
Данные, к которым несанкционированный доступ может быть
осуществлен, находятся под защитой. Для того, чтобы достичь их
нужно последовательно пройти четыре препятствия, четыре уровня
защиты. Рассмотрим их подробнее, в реалиях нашего общества.
Первая преграда, встающая на пути человека, пытающегося
осуществить несанкционированный доступ к информации, чисто
правовая. Этот аспект защиты информации связан с соблюдением
этических и юридических норм при передаче и обработке информации.
В то же самое время законы, которые бы встали на защиту
информации, находящейся в компьютере, у нас в стране только еще
разрабатываются. Может преследоваться незаконное использование
секретных данных или информации, составляющей объект авторского
права, но никак не копирование чужих файлов. Поэтому этический
момент в соблюдении защиты имеет чрезвычайно большое значение.
Однако если в телехронике будет опубликовано состояние счетов
наиболее состоятельных клиентов банка из правительства, которые
стали известными после вскрытия пароля и копирования файлов неким
хакером, то, думаете, кто-нибудь осудит его поступки кроме, может
быть, пострадавших? Многие годы нам внушали, что информация -
нематериальный объект, следовательно, цены у него нет. Кроме
того, при копировании исходный файл не пропадает, так где прямой
ущерб? В начале восьмидесятых годов был характерный случай:
отделение банка хотело подать в суд на своего программиста, кото-
рый, повздорив с руководством, стер с магнитных лент важные
данные. В возбуждении дела было отказано - нет материального
ущерба, вот если бы хоть одна лента была похищена, то другое
дело.
Государство слишком долго уверяло программистов, что их труд
ничего не стоит. Нельзя ожидать, что годами практикуемая система
ценностей будет быстро сменена вместе с правилами игры. Итак,
первого барьера нет. Тем не менее, очень важно, чтобы среди
людей, имеющих доступ к ЭВМ, был здоровый этический климат - ясно
объясните им, что означает несанкционированное копирование Ваших
данных!
Большое препятствие организации борьбы с современным
хакерством чинит международное разделение. Когда произошел взлом
Сити-банка, то жертва находилась в США, сеть коммуникаций была
Дата добавления: 2015-08-28; просмотров: 28 | Нарушение авторских прав
| <== предыдущая лекция | | | следующая лекция ==> |