125 Кібербезпека / 4 Курс / 4.2_Управління інформаційною безпекою / Лiтература / Гончарова Основи захисту iнф. в - мер

Шифр Ель-Гамаля.

Система ґрунтується на властивостях дискретного логарифмування у скінченному простому полі, що є складною задачею з обчислювального погляду і потребує значних обчислювальних ресурсів.

Нехай сторона, що здійснює діяльність секретного зв’язку, генерує два числа: просте число N і ціле число Q (системні ключі).

1.Сторона А вибирає секретне число Х (1 ≤ Х ≤ N), обчислює число Y=(Q x) mod N і повідомляє його всім учасникам обміну (X,Y – персональні ключі).

2.Сторона В вибирає випадкове секретне число K (сеансовий ключ)

таке, що K < N. Для шифрування числа М (повідомлення) отримуємо два числа: a=QK mod N і N=(Y K M) mod N. Числа a і b повідомляються стороні А.

3. Сторона А розшифровує повідомлення a, b шляхом обчислення в цілих числах рівняння (М · а х) mod N= b.

Розглянемо роботу шифру на конкретному прикладі. Припустимо, що N=11, Q=2, Х=8, K=9, а шифроване повідомлення М=4.

1.Нехай Р=11 та Q=2 (системні ключі).

2.Якщо X=8 то Y=29mod11=3 (X=8, Y=3 система персональних ключів сторони А).

3.Далі, якщо сторона В хоче передати стороні А секретне повідомлення М=4, вона генерує сеансовий ключ К=9 і тоді обчислює два числа a=29mod11=6, b=(39*4)mod11=5.

4.Сторона А, отримавши секретне повідомлення a=6, b =5 і розв’язавши діафантове рівняння (М*69)mod11=5, отримує М=4.

Шифр Ривеста-Шамира-Адлемана (RSA)

Найбільш відомою асиметричною криптосистемою став алгоритм RSA, що є першою практичною реалізацією на основі поняття односпрямованої функції з секретом запропонованою Діффі і Хелманом. Покажемо процес формування ключа шифрування і розшифрування за допомогою RSA.

Формування ключа. Для того щоб сформувати ключ, одержувачу необхідно виконати такі операції.

1.Вибрати два випадкових простих числа р і q, що задовольняють умові p ≈ q .

2.Обчислити N = pq .

3.Обчислити φ (N ) = ( p − 1)(q − 1) .

4.Вибрати випадкове ціле число e < φ (N ) , що задовольняє умові gcd(e,φ (N )) = 1, і знайти ціле число d таке, що ed ≡ 1(modφ (N )) .

(Оскільки gcd(e,φ (N )) = 1, це рівняння має рішення d, яке можна знайти

за допомогою розширеного алгоритму Евкліда.)

5. Використати пару (N,e) як параметри відкритого ключа, ретельно знищити числа p, q і φ (N ) і запам'ятати число d як закритий ключ.

191

Шифрування. Для того щоб переслати одержувачу секретне повідомлення, що має довжину m < N , відправник створює шифротекст с.

c← me (mod N) .

Зпогляду відправника, простір початкових повідомлень є множина усіх позитивних чисел, що менше числа N.

Розшифрування. Для того щоб розшифрувати шифротекст с, одержувач обчислює формулу

m ← cd (mod N) .

Розглянемо роботу RSA на конкретному прикладі. Припустимо, що одержувач вибрав числа N=7×13=91 і е=5. Тоді φ(N)=6×12=72. Застосовуючи алгоритм Евкліда до пари (а, b) = (72,5), одержувач отримує наступне число.

72 × (−2) + 5 × 29 = 1

Інакше кажучи, 5 × 29 = 1 (mod 72). Отже, секретним показником степеня, який був використаний одержувачем при шифруванні, є число 29. Одержувач встановлює пару (N,е)=(91,5) як параметри відкритого ключа криптосистеми RSA.

Припустимо, що відправник шифрує вихідне повідомлення m = 3, використовуючи формулу

c = 35 = 243 = 61(mod91).

Зашифроване повідомлення є число 61.

Для того щоб розшифрувати повідомлення 61, Одержувач обчислює значення 6129 = 3(mod 91).

Час шифрування, розшифрування за алгоритмом RSA у 1000 разів перевищує алгоритм блокового шифрування DES. Але застосування даного алгоритму додає нову функціональність у секретне переписування. Після опублікування ключів будь-який абонент може зашифрувати конфіденційну інформацію загальновідомим алгоритмом і відіслати абоненту, що опублікував ключі. При цьому прочитати цю інформацію зможе тільки власник секретного ключа.

За кількістю застосувань підпис Ель-Гамаля лідирує за розміром самого підпису, який може бути в кілька разів менше, ніж у системі RSA, що дуже істотно для завантажених телекомунікаційних мереж.

При виборі підпису для практичного застосування у відкритих системах доцільно орієнтуватися на експлуатаційні характеристики підписів і їх відповідність технічним можливостям системи. Цілком розумним може виявитися використання різних підписів. Залежно від розподілу обчислювальних потужностей у відкритій системі і потоку повідомлень іноді має сенс задіяти одночасно обидва види підпису, щоб забезпечити рівномірне навантаження мережі і підвищити її пропускну здатність.

Криптосистеми на еліптичних кривих. Система Ель-Гамаля базується на тому, що операція логарифмування в скінченному простому полі є складним технічним завданням, але скінченні поля не єдині алгебраїчні структури, в яких можна поставити завдання обчислення

192

y2 + xy = x3 + ax + b . над полем GF(2m ) разом із нескінченно віддаленою

точкою.

У цьому разі множина точок еліптичної кривої E із заданої в такий спосіб операцією також утворює абелеву групу.

Користуючись операцією додавання точок на кривій, можна визначити операцію множення точки P E на довільне ціле число n :

nP = P + P + + P, де операція додавання виконується n раз.

Тепер побудуємо однобічну функцію, на основі якої можна буде створити криптографічну систему.

Нехай E – еліптична крива, P E – точка на цій кривій. Виберемо ціле число n < # E . Тоді як пряму функцію виберемо добуток nP. Для його обчислення за оптимальним алгоритмом знадобиться не більше як 2log2 n

операцій додавання. Обернену задачу сформулюємо в такий спосіб: за заданою еліптичною кривою E , точкою P E і добутком nP знайти n .

Відомі алгоритми розв’язування цієї задачі потребують експонентного часу.

Тепер ми можемо описати криптографічний протокол, аналогічний відомому протоколу Діффі–Хеллмана. Для встановлення захищеного зв’язку двоє користувачів A і B спільно вибирають еліптичну криву E і точку P на ній. Далі кожний із користувачів вибирає своє секретне ціле число – відповідно α і β. Користувач A обчислює добуток αР а користувач B – добуток βР Далі вони обмінюються обчисленими значеннями. При цьому параметри самої кривої, координати точки на ній і значення добутків є відкритими й можуть передаватися незахищеними каналами зв’язку. Потім користувачі A та B відповідно множать здобуте значення на α та β. Згідно з властивостями операції множення на число виконується рівність α βP = β αP . Таким чином, обидва користувачі одержать спільне

секретне значення (координати точки αβР), яке зможуть використовувати для одержання ключа шифрування.

Зауважимо, що неавторизованій стороні для відновлення ключа доведеться розв’язати складну з обчислювального погляду задачу визначення α і β за відомими Е, Р, αР і βР.

Приклад. Алгоритм генерації ключової пари для цифрового підпису і його перевірки:

При генерації ключів ми будемо використовувати такі параметри: Е – еліптична крива, P, Q і O – точки поля E(GF(p)) цієї кривої, n – порядок

точок кривої, d – секретний ключ. Алгоритм генерації ключів складається з 5 кроків.

Крок 1. Вибираємо еліптичну криву Е, визначену на скінченному полі (Zp). Нехай a = b = 1, p=23. Тоді крива має вид: y2 = x3 + x +1 (mod 23).

Обчислимо точку Р(1): нехай х=0, тоді y2=0+0+1=1. Точка Р(1) має координати (0,1). Використовуючи формули для додавання точок на еліптичній кривій, знайдемо всі точки поля E(GF (p)).

194

Далі Y=29mod11=3Р(2)=Р+Q, x1=0, y1=1, x2=0, y2=1, а так як Р=Q, то для знаходження λ і координат точки використовуємо:

y3 = λ (x1 − x3 )− y1 = (12(0 − 6)− 1)mod 23 = 19 .

Таким чином знайдена точка Р(2), яка має координати (6,19). Аналогічно знаходимо інші точки множини E(GF (p)). У випадку, коли

Крок 2. Вибираємо точку Р E(ZP). Нехай така точка буде Р=(12,19). Крок 3. Знайдемо порядок цієї точки n , який буде 14, оскільки при

n = 14 виконується умова: nP = O .

Крок 4. Візьмемо випадкове число d [1, n-1]. Так як d не повинне перевищувати 14, то вибираємо його рівним d=6.

Обчислюємо точку Q за формулою:

Q = dР=6Р.

Для знаходження Q використовуємо операції додавання точок. У результаті виконання обчислень знайдені координати точки Q (13,7).

Крок 6. Секретним ключем оголошуємо d=6, а відкритим – (Е, Р, n, Q), що відповідає: ([x,y, a, b, y], [Px,Py], [n], [Qx,Qy]), який записується у такому вигляді:

[ y2 = x3 + x + 1, (p = 23), P(12,19). n = 14, Q(13,7) ].

Алгоритм формування підпису

При формуванні цифрового підпису повідомлення використовуються

такі параметри: р~ – повідомлення, для якого формується підпис; –

хеш функція цього повідомлення; r і s – параметри, з яких складається підпис повідомлення; ξ , C і k – коефіцієнти, що використовуються для

знаходження значень r і s.

Крок 1. Вибираємо випадкове число k [1, n-1]. Наприклад k=5.

195

використовуючи для його знаходження рівняння Діофанта:

ξ= k −1modn ,

ξ= 5−1 mod14 = 3.

Крок 6. Обчислюємо другий параметр цифрового підпису s:

= ξ ( (~)+ ) ,

s h p dr modn

s = 3 (9 + 6 7)mod14 = 13 .

Крок 7. Підписом повідомлення ~ є пара цілих чисел r та s. У нашому

p

прикладі r=7, s=13.

Алгоритм перевірки підпису

При перевірці підпису використовуються такі параметри: підпис

параметр для перевірки підпису.

Крок 1. Якщо r і s – цілі числа, що належать до інтервалу [1, n-1], переходимо до кроку 2, в противному випадку результат перевірки негативний (підпис відхиляється). В даному прикладі параметри r, і s належать до інтервалу [1, n-1].

Обчислюємо проміжний коефіцієнт w :

w = s−1modn ,

w = 13−1 mod14 = 13 .

Обчислюємо проміжні коефіцієнти u1 та u2 :

= (~) ,

u1 h p w modn

u1 = 9 13mod14 = 47mod14 = 5 , u2 = rw modn ,

u2 = 7 13mod14 = 7 .

У результаті обчислень: u1 = 5 , u2 = 7 .

Крок 4. Обчислюємо проміжні коефіцієнти f , g та їх суму для знаходження значення x0:

f= u1P ,

g= u2Q ,

f + g = (x0 , y0 ) ,

196

f + g = 5P + 7Q ,

де f і g обчислюємо за формулами введених раніше бінарних

операцій.

У результаті отримаємо:

f = (7,11), g = (17,3), f + g = (7,12), x0=7, y0=12.

Крок 5. Обчислюємо параметр для перевірки підпису v :

v= x0 modn ,

v= 7mod14 = 7 .

Підпис вірний у тому випадку, коли значення v співпадає з параметром підпису r . У нашому прикладі v = 7 і r = 7 , тобто робимо висновок, що підпис вірний.

Інфраструктура відкритих ключів. Інфраструктура відкритих ключів (Public Key Infrastructure – PKI) – це інтегрований комплекс методів та засобів (набір служб), призначених забезпечити впровадження та експлуатацію криптографічних систем із відкритими ключами.

Технологія PKI полягає у використанні двох математично пов’язаних цифрових ключів, що мають такі властивості:

–один ключ може використовуватися для шифрування повідомлення, що може бути розшифровано тільки за допомогою другого ключа;

–навіть якщо відомий один ключ, за допомогою обчислень неможливо визначити другий. Один із ключів відкритий для всіх, а другий має приватний характер і зберігається в захищеному місці. Ці ключі можуть використовуватися для автентифікації чи шифрування цифрового підпису електронних даних.

PKI слугує не тільки для створення цифрових сертифікатів, але і для зберігання величезної кількості сертифікатів і ключів, забезпечення резервування і відновлення ключів, взаємної сертифікації, ведення списків анульованих сертифікатів і автоматичного відновлення ключів та сертифікатів після закінчення терміну їхньої дії. Компоненти інфраструктури відкритих ключів і їхні функції (PKI) мають містити елементи, наведені на рис. 4.22,а.

197

а

б

Рис. 4.22. Інфраструктура відкритих ключів:

а – компоненти; б – взаємодія між різними компонентами.

Основними атрибутами сертифіката є ім’я та ідентифікатор суб’єкта, інформація про відкритий ключ суб’єкта, ім’я, ідентифікатор і цифровий підпис уповноваженого з видачі сертифікатів, серійний номер, версія і термін дії сертифіката, інформація про алгоритм підпису тощо. Важливо, що цифровий сертифікат містить цифровий підпис на основі секретного ключа довірчого центру.

Центр сертифікації (Certificate Authority – CA), або довірчий центр – об’єкт, уповноважений створювати, підписувати та публікувати сертифікати. Центр має також повноваження ідентифікувати користувачів. Основними операціями, що виконує Довірчий центр, є видання, відновлення та анулювання сертифіката.

Дії Центру сертифікації обмежені політикою сертифікації, що диктує йому, яку інформацію він має вміщувати в сертифікат. Центр сертифікації публікує свою політику сертифікації в такий спосіб, щоб користувачі могли перевірити відповідність сертифікатів цій політиці.

198

Список анульованих сертифікатів (Certificate Revocation List – Crl)

CRL – список сертифікатів, визнаних недійсними в період їхньої дії в разі компрометації секретного ключа чи зміни атрибутів сертифіката з моменту його випуску.

Сховище сертифікатів – спеціальний об’єкт PKI, де зберігаються випущені сертифікати і списки відкликаних сертифікатів. Воно не є обов’язковим компонентом PKI, але значно спрощує доступ до ресурсів і керування системою.

До сховища висувають такі вимоги:

−простота доступу;

−доступ повинний бути стандартним;

−відновлення інформації;

−вбудована система захисту;

−просте керування;

−сумісність з іншими сховищами (необов’язкова вимога). Сховище спрощує систему поширення сертифікатів.

Фактично чинним стандартом доступу до сховищ є LDAP (Light-

weight Directory Access Protocol), спрощений протокол доступу до каталогу. Він найбільш адекватний як стандарт для зберігання та витягання сертифікатів після їх генерації, підтримується більшістю серверних операційних систем й баз даних і досить відкритий для того, щоб його могли підтримувати практично будь-які інфраструктури з відкритими ключами.

Центр реєстрації (Registration Authority – RA) є додатковим компонентом системи PKI, що дає змогу авторизованому CA автентифікувати користувачів і перевіряти інформацію, що заноситься в сертифікат.

До його функцій можуть належати генерування та архівування ключів, повідомлення про анулювання сертифікатів тощо. У деяких системах CA виконує функції RA. CA видає сертифікат RA (якщо він присутній у системі), причому RA виступає як об’єкт, підлеглий CA. Але RA не може випускати сертифікати.

Кінцевий користувач (End Entity – EE) – користувач сертифіката PKI і власник сертифіката. Тобто кінцевий користувач – це об’єкт, що використовує деякі послуги і функції системи PKI. Кінцевий користувач може бути власником сертифіката чи об’єктом, що запитує сертифікат.

Нині не існує загальновизнаного аналога терміна, що бере початок в галузі шифрування з відкритими ключами, – Certificate Authority. Це поняття дістало багато різних назв: служба сертифікації, уповноважений з випуску сертифікатів, розпорядник сертифікатів, орган видачі сертифікатів, довірчий центр, центр сертифікації і т. ін. Взаємодію між різними компонентами інфраструктури відкритих ключів ілюструє рис.

4.22,б.

199

4.6. Засоби криптографічного захисту інформаційнокомунікаційних систем

Як показує практика, виконання криптографічних перетворень у реальному часі найефективніше здійснювати на основі апаратного шифрування, основу якого складають спеціальні апаратні криптографічні засоби, швидкодію яких можна забезпечити через застосування оригінальних технічних рішень для реалізації алгоритмів як симетричної, так і асиметричної криптографії.

У більшості симетричних криптосистем фейстелевського типу (наприклад, таких як DES, ГОСТ і т. ін.) реалізується базова функція, яка n-кратне (залежно від системи) число разів здійснює обробку вихідного тексту.