2.3.3.2. Режим ofb блокового шифра

В режиме OFB (Output FeedBack – обратная связь по потоку) для генерирования псевдослучайной последовательности используется блоковый шифр на основе секретного ключа K и инициализирующего слова Y₀. Такой генератор формирует последовательность r-битовых псевдослучайных чисел z₁ z₂ … z_k. Будем считать, как и раньше, что размер блока шифра равен n. Тогда псевдослучайная последовательность генерируется по следующей схеме

Y_i = E_K(Y_i1), z_i = [r старших бит числа Y_i], i = 1,..., k,

где r – параметр генератора, E_K – функция преобразования какого-то блокового шифра.

Таким образом, в данном случае блоковый шифр используется как вспомогательный алгоритм – для генерирования псевдослучайной последовательности z₁ z₂ … z_k.

Если используется стойкий блоковый шифр, то таким способом можно получить криптостойкий генератор, отвечающий сформулированным выше требованиям.

Средний период псевдослучайной последовательности (при случайно выбранных K и Y₀) составляет ~r2^n1 бит. Кроме того, псевдослучайная последовательность "непредсказуема" для противника, поскольку возможность предсказания z_i+1 на основе подпоследовательности z₁ z₂ … z_i означала бы нестойкость блокового шифра по отношению к атаке по известному тексту. Предсказание становится даже более трудной задачей, чем взлом самого блокового шифра, если r < n.

Дешифрование сообщений для рассмотренного шифра может производиться только с начала, так как невозможно получить произвольный элемент последовательности z₁ … z_k, не вычислив предыдущие элементы. В этом смысле режим OFB подобен режиму CBC. Преимущество режима OFB заключается в том, что последовательность z₁ … z_k может быть сформирована заранее для того, чтобы быстрее шифровать и дешифровать сообщения по алгоритмам (2.28) и (2.29) в момент их поступления. Это особенно актуально для систем, обрабатывающих данные в режиме реального времени.

2.3.3.3. Режим ctr блокового шифра

Режим CTR (CounTeR – счетчик) похож на режим OFB, но в нем шифруется не предыдущий выход шифра, а просто счетчик, увеличиваемый на каждом шаге на постоянное число (обычно 1). Схема шифрования имеет вид:

Y_i = E_K(Y₀ + i), z_i = [r старших бит числа Y_i], i = 1,..., k.

При использовании "идеального" блокового шифра режим CTR обеспечивает те же параметры стойкости, что и OFB. Преимущество состоит в том, что любой элемент последовательности z₁ … z_k может быть вычислен непосредственно. Это дает возможность шифровать и дешифровать фрагменты сообщения независимо друг от друга.

2.3.3.4. Алгоритм rc4 6

Этот алгоритм относится к классу алгоритмов, разработанных специально для потоковых шифров. Генераторы псевдослучайных чисел, построенные с помощью таких алгоритмов, как правило, значительно быстрее генераторов, основанных на применении блоковых шифров.

Алгоритм RC4 работает с n-битовыми словами (обычно n = 8). Все вычисления проводятся по модулю 2ⁿ (остаток x mod 2ⁿ быстро вычисляется с помощью выделения n младших бит в x).

Алгоритм использует L-словный ключ: K = K₀K₁...K_L1 и генерирует последовательность слов Z = z₁ z₂ …, конкретный вид которой определяется ключом K.

Состояние генератора задается таблицей S из 2ⁿ слов и двух переменных i и j. В каждый момент времени таблица S содержит все возможные n-битовые числа в перемешанном виде. Так как каждый элемент таблицы принимает значения из интервала [0, 2ⁿ1], то его можно интерпретировать двояко: либо как элемент таблицы, либо как номер другого элемента таблицы.

Секретный ключ дает только начальное перемешивание чисел в таблице. Такое перемешивание формируется с помощью следующего алгоритма (дан в псевдокодах):

j:=0; S:=(0,1,..., 2ⁿ 1);

FOR i = 0,1,..., 2ⁿ 1 DO

BEGIN

j:=(j + S_i + K_{i mod L}) mod 2ⁿ; {S_i – i-й элемент таблицы S}

S_j  S_i {здесь  – операция транспозиции}

END;

i:=0; j:=0.

После этого генератор готов к работе. Генерация очередного псевдослучайного слова z_i осуществляется так:

i:=(i + 1) mod 2ⁿ;

j:=(j + S_i) mod 2ⁿ;

S_j  S_i;

t:=(S_i + S_j) mod 2ⁿ;

z_i :=S_t.