Cети и системы радиосвязи и средства их информационной защиты.-1

Рисунок 4.32. Форматы данных: а – пример представление блока (Nb=4)

б – ключа шифрования (Nk=4), где sij и kij соответственно байты массива state и ключа, находящиеся на пересечении i–го и j–го столбца.

Ключ шифрования также представлен в виде прямоугольного массива с четырьмя строками (рис 4.32). Число столбцов этого массива равно длине ключа деленной на 32. В стандарте AES определены длины всех трех размеров – 128, 192 и 256 бит, то есть соответственно 4, 6 и 8 32-разрядных слова. Число раундов в алгоритме зависит от значений Nk и Nb, как показано в таблице 4.9. В стандарте AES определено соответствие между размером ключа, размером блока данных и числа раундов шифрования, как показано в таблице 4.10

Таблица 4.9 - Число раундов Nr как функция от длины ключа и размера блока

Таблица 4.10 Соответствие между размером ключа, размером блока данных и числа раундов шифрования

В спецификации стандарта 802.11i регламентировано использование AES-128.

Раундовое преобразования

Раунд состоит из четырех преобразований:

Замена байтов SubBytes() – побайтовая подстановка в S-блоках с фиксированной таблицей замен размерностью 8×256;

Сдвига строк ShiftRows() – побайтового сдвига строк массива Sate на различное количество байт;

Перемешивания столбцов MixColumns() – умножение столбцов состояния,

рассматриваемых как многочлены над GF(28), на многочлен третьей степени g(x) по модулю x4+1;

Сложение с раундовым ключом AddRoundKey() – поразрядного XOR с текущим моментом развернутого ключа.

Замена байтов

Преобразование SubBytes представляет собой нелинейную замену байтов, выполняемую независимо с каждым байтом состояния. Таблицы замены S-блоков являются инвертируемыми и построены из композиции следующих двух преобразований входного байта:

171

Рисунок 4.33. - Действие ShiftRows на строки состояния

Преобразование перемешивания столбцов MixColumns()

В этом преобразовании столбцы состояния рассматриваются как многочлены над GF(28) и умножаются по модулю x4 + 1на многочлен g(x)={03}x3 + {01}x2 + {01}x + 1. Это преобразование также может быть представлено в матричном виде:

Где с – номер столбца массива State.

Применение этой операции ко всем четырем столбцам состояния обозначено как

MixColumns(State)

Добавление раундового ключа

В операции раундовый ключ добавляется к состоянию по средствам простого поразрядного XOR. Раундовый ключ вырабатывается из ключа шифрования посредством алгоритма выработки ключей (key schedule). Длина раундового ключа (в 32-разрядных словах) равна длине блока Nb. Преобразование, содержащее добавление посредством XOR раундового ключа к состоянию (рисунок 4.34), обозначено как AddRoundKey()

173

Рисунок 4.34. Операция AddRoundKey

Алгоритм выработки ключей

Раундовые ключи получаются из ключа шифрования по средствам алгоритма выработки ключей. Он содержит два компонента: расширение ключа (Key Expansion) и выбор раундового ключа (Round Key Selection). Основополагающие принципы алгоритма выглядят следующим образом:

общее число битов раундовых ключей равно длине блока, умноженной на число раундов, плюс 1 (например, для длины блока 128 бит и 10 раундов требуется 1408 бит раундовых ключей)

ключ шифрования расширяется в расширенный ключ раундовые ключи берутся из расширенного следующим образом: первый

раундовый клич содержит первые Nb слов, второй последующие Nb, и т. д.

Первые Nk слов содержат ключ шифрования, каждое последующее слово w[i] получается посредствам XOR предыдущего слова w[i-1] и слова на Nk позиции ранее w[i-Nk]:

w[i] w[i 1] w[i Nk ]

Для слов позиция которых кратна Nk, перед XOR применяется преобразование к w[i-1], а затем еще прибавляется раундовая константа Rcon. Преобразование реализуется с помощью двух дополнительных функций: RotWord() – осуществляет побайтовый сдвиг по формуле { а0, а1, а2, а3}> { а1, а2, а3, а0}, и Subword() – осуществляет побайтную замену с использованием S – блока функции SubByte(). Значение Rcon[j] равно 2j-1. Значение w[i] в этом случае равно:

w[i] SubWord(RotWord (w[i 1])) Rcon[ i Nk ] w[i Nk ]

174

Рисунок 4.34. Процедуры: а – расширения ключа (светло-серым цветом выделено слова расширенного ключа, которые формируются без использования функции RotWord и Subword,

серым цветом обозначены слова формируемые с использованием этих функций) б – выбор раундового ключа для Nk = 4

Функции зашифрования

Шифр Rijndael состоит (рисунок 4.35):

Из начального добавления раундового ключа;

Nr-1 раундов

Заключительного раунда, в котором отсутствует операция MixColumns()

На вход алгоритма подаются блоки данных State, в ходе преобразований содержимое блока изменяется и на входе образуется шифротекст, организованный в виде блоков State.

Для получения исходного текста необходимо выполнить обратную последовательность действий. При этом необходимо помнить что порядок раундовых ключей является обратным тому который использовался при шифровании.

Рисунок 4.35. Схема функции зашифрования криптоалгоритма Rijndael при Nk = Nb = 4

175

Режим сцепления блоков

Как уже отмечалось выше в стандарте wpa2, определено использование алгоритма шифрования AES в режиме сцепления блоков шифротекста (Ciphertext Block Chaining). Данный режим обеспечивает зависимость зашифрованного блока не только от открытого текста но и от его номера в последовательности. На рисунке показана схема иллюстрирующая работу алгоритма в режиме CBC.

Рисунок 4.36. Режим шифрования СВС: а – зашифрование; б – расшифрование

Уравнения зашифрования и расшифрования имеют следующий вид:

ci EAB ( pi ci 1 )

pi DAB (ci ) ci 1;i 1,..m

Где, EAB и DAB – функции зашифрования и расшифрования соответственно. сi и pi - зашифрованное и открытое сообщения

Отличительной особенностью режима СВС является зависимость при зашифровании i- го блока шифротекста от всех предыдущих блоков открытого текста и зависимость открытого текста рi только от двух блоков ci-1 и ci. Первое свойство делает пригодным использование режима для решения задач контроля целостности информации. Второе свойство делает режим самосинхронизирующимся: одиночная ошибка при передаче (ошибка при передачи одного блока) может привести к неправильному расшифрованию только двух блоков.

На сегодняшний день нет данных о успешных атаках на рассмотренный алгоритм, по этому его использование гарантирует высокий уровень зашиты передаваемой информации.

176

Предварительное обнаружение точки доступа

Предварительный роуминг — это функция, которая наделяет клиента способностью переходить к обслуживанию предварительно определенной точкой доступа после того, как клиент примет решение перемещаться. Этот процесс требует минимального общего времени роуминга, благодаря чему снижается воздействие роуминга на работу приложений. Однако предварительный роуминг не свободен от недостатков.

Для того чтобы клиент мог определить, к какой точке доступа нужно осуществлять подключение, он должен сканировать точки доступа в течение периода нормальной, без роуминга, работы. Когда клиент осуществляет сканирование, он должен переходить с канала на канал, чтобы или прослушивать другие точки доступа, или рассылать зондирующие запросы. Такое изменение может потенциально привести к возникновению двух проблем для клиента, которые могут повлиять на работу приложений.

Клиент не может получать данные от точки доступа, с которой он в данное время ассоциирован, пока он сканирует каналы (активно или пассивно). Если точка доступа посылает данные клиенту в то время, когда он сканирует каналы (предполагается, что клиент работает на другом канале, нежели точка доступа), клиент пропустит эти данные и потребуется повторная передач их точкой доступа.

Приложение клиента может испытать воздействие снижения пропускной способности. Клиент не может передавать данные во время сканирования каналов (активного либо пассивного), поэтому некоторые приложения, выполняемые клиентом, могут ощутить снижение пропускной способности.

Обнаружение точки доступа во время перемещения

Другой вариант обнаружения точки доступа состоит в том, что ее поиск начинается уже после принятия решения о роуминге. Этот процесс похож на таковой, когда клиент осуществляет начальное включение, за исключением того что запрос на ассоциацию, посылаемый клиентом новой точке доступа, является в действительности фреймом запроса на реассоциацию.

Обнаружение точки доступа во время перемещения не приводит к повышению накладных расходов, характерному для предварительного обнаружения точки доступа (в то время, когда роуминг не осуществляется), потому что клиент не знает, с какой точкой доступа он должен реассоциироваться, но зато больше времени тратится на сам процесс ро-уминга.

Принцип работы беспроводных коммутаторов

В современной модели беспроводных сетей точки доступа работают как изолированные системы, обеспечивая такие функции стандарта 802.11, как шифрование данных и аутентификация пользователя. В архитектуре, базирующейся на технологии беспроводной коммутации, все интеллектуальные функции, которые выполнялись точками доступа, делегируются центральному беспроводному коммутатору, специально спроектированному для скоростной обработки пакетов. Таким образом, упрощаются задачи точек доступа, которые, по сути, выполняют роль трансиверов. Соединенные непосредственно с беспроводным коммутатором, они становятся как бы его удаленными портами доступа, направляющими пользовательский трафик коммутатору для обработки.

Функции безопасности, например шифрование, аутентификация и управление доступом, реализованы в беспроводном коммутаторе так, что они "отслеживают" пользователя, позволяя ему передвигаться между точками доступа, коммутаторами, виртуальными сетями и подсетями без потери соединения.

Беспроводные коммутаторы обеспечивают также новый подход к автоматизации управления

180