Реферат: Защита информации от несанкционированного доступа методом криптопреобразования ГОСТ
шифрования файлов данных, прилагающуюся к настоящей статье, зашифровать а
затем расшифровать файл данных, использовав для этой процедуры "неполноценную"
таблицу замен, узлы которой содержат повторяющиеся значения.
Если вы разрабатываете программы, использующие криптографические алгоритмы,
вам необходимо позаботиться об утилитах, вырабатывающих ключевую информацию, а
для таких утилит необходим источник случайных чисел (СЧ) высокого
статистического качества и криптостойкости. Наилучшим подходом здесь было бы
использование аппаратных датчиков СЧ, однако это не всегда приемлемо по
экономическим соображениям. В качестве разумной альтернативы возможно (и очень
широко распространено) использование различных программных датчиков СЧ. При
генерации небольшого по объему массива ключевой информации широко применяется
метод "электронной рулетки", когда очередная получаемая с такогодатчика порция
случайных битов зависит от момента времени нажатия оператором некоторой
клавиши на клавиатуре компьютера.
Этот подход использован в программе генерации одного ключа, исходный текст
которой на языке Си с ассемблерными вкраплениями прилагается к настоящей
статье в файле make1key.c. Для выработки случайных чисел из заданного
диапазона используется канал 2 системного таймера, информация считывается с
него при нажатии оператором какой-либо клавиши на клавиатуре дисплея. За одно
нажатие генерируется один байт ключа и на экран выводится точка. Чтобы было
невозможно генерировать байты ключа удержанием клавиши в нажатом состоянии,
между циклами генерации введена временная задержка и в начале каждого цикла
проверяется, было ли во время паузы нажатие клавиши. Если таковое имело место,
выдается звуковой сигнал и нажатие игнорируется. Программу целесообразно
запускать только из "голого" DOSа, в DOS-сеансе Windows 3.x/95 она также
работает, но нет уверенности в обеспечении нужных статистических
характеристик, а под Windows NT программа по вполне понятным причинам (лезет
напрямую в порты) вообще не работает корректно.
В реализации алгоритмов были использованы изложенные ниже подходы, позволившие
достигнуть максимальной производительности. Первые два из них достаточно
очевидны, настолько, что встречаются практически в каждой реализации ГОСТа.
Базовые циклы ГОСТа содержат вложенные циклы (звучит коряво, но по-другому
не скажешь), причем во внутреннем цикле порядок использования восьми
32-битных элементов ключа может быть прямой или обратный. Существенно
упростить реализацию и повысить эффективность базовых циклов можно, если
избежать использования вложенных циклов и просматривать последовательность
элементов ключа только один раз. Для этого необходимо предварительно
сформировать последовательность элементов ключа в том порядке, в котором они
используются в соответствующем базовом цикле.
В основном шаге криптопреобразования 8 раз выполняется подстановка 4-битных
групп данных. Целевой процессор реализации не имеет команды замены 4-битных
групп, однако имеет удобную команду байтовой замены (xlat). Ее использование
дает следующие выгоды:
за одну команду выполняются сразу две замены;
исчезает необходимость выделять полубайты из двойных слов для выполнения
замены, а затем из 4-битовых результатов замен вновь формировать двойное
слово.
достигается значительное увеличение быстродействия кода, однако мир устроен
так, что за все приходится платить, и в данном случае платой является
необходимость преобразования таблицы замен. Каждая из четырех пар 4-разрядных
узлов замен заменяется одним 8-разрядным узлом, который, говоря языком
математики, представляет собой прямое произведение узлов, входящих в пару.
Пара 4-разрядных узлов требует для своего представления 16 байтов, один
8-разрядный – 256 байтов. Таким образом, размер таблицы замен, которая должна
храниться в памяти компьютера, увеличивается до 4·256=1024 байтов, или до
одного килобайта. Конечно, такая плата за существенное увеличение
эффективности реализации вполне приемлема.
После выполнения подстановок кода по таблице замен основной шаг
криптопреобразования предполагает циклический сдвиг двойного слова влево на 11
бит. В силу 16-разрядной архитектуры рассматриваемых процессоров вращение
32-разрядного блока даже на 1 бит невозможно реализовать менее, чем за три
ассемблерные команды, а вращение на большее число разрядов только как
последовательность отдельных вращений на 1 разряд. К счастью, вращение на 11
бит влево можно представить как вращение на 8 бит, а затем еще на 3 бита
влево. Думаю, для всех очевидно, что первое вращение реализуется тремя
командами обмена байтовых регистров (xchg). Но секрет третьей оптимизации даже
не в этом. Замена одного байта по таблице замен осуществляется командой xlat,
которая выполняет операцию над аргументом в регистре AL, для того, чтобы
заменить все байты двойного слова, их надо последовательно помещать в этот
регистр. Секрет третьей оптимизации заключается в том, что эти перестановки
можно организовать так, что в результате двойное слово окажется повернутым на
8 бит влево, то есть в совмещении замены по таблице и во вращении на байт
влево. Еще один момент, на который стоит обратить внимание, это оптимальное
кодирование трех последовательных вращений на 1 бит, это может быть
реализовано по-разному и важно было выбрать оптимальный способ, который
оказался вовсе не очевидным, поскольку потребовал выхода за пределы логики
битовых сдвигов и использования команды суммирования с битами переноса (adc),
то есть бит помещается на свою позицию не командой сдвига, а командой
суммирования!
Описание функций и особенности реализации.
С учетом изложенных выше принципов созданы две реализации ГОСТа для
процессоров семейства Intel x86, близкие по быстродействию к возможному
оптимуму – соответственно для 16-и и 32-х битовых процессоров. Код для
32-разрядных процессоров примерно в полтора раза быстрее соответствующего кода
для 16-разрядных процессоров. Ядром является подпрограмма, реализующая
универсальный базовый цикл ГОСТа. Исходные тексты всех подпрограмм приведены в
качестве приложений к настоящей статье в отдельных файлах, они перечислены в
следующей ниже таблице 1. Все функции являются самодокументированными, каждая
описана в соответствующем файле с ее исходным текстом.
Таблица 1. Перечень файлов.№Функция модуля
1.Универсальный базовый цикл ГОСТаgost$.asm
2.Функция за- и расшифрования данных в режиме простой заменыsimple$.asm
3.Функция за- и расшифрования данных в режиме гаммированияgamma$.asm
4.Функция зашифрования данных в режиме гаммирования с обратной
связьюgammale$.asm
5.Функция расшифрования данных в режиме гаммирования с обратной
связьюgammald$.asm
6.Функция вычисления имитовставки для массива данныхimito$.asm
7.Функция построения расширенного ключаexpkey$.asm
8.Функция построения расширенной (1Кбайт) формы таблицы замен из обычной
формы (128 байт)Expcht.asm
9.Функция проверки, является ли процессор, на котором исполняется
приложение, 32-битовым.expkey$.asm
10.Заголовочный файл для использования криптографических функций в
программах на языке СиGost.h
Комплект модулей включает функции для основных режимов шифрования, а также две
вспомогательные функции, предназначенные для построения расширенных
соответственно ключа и таблицы замен. Ниже изложены принципы построения
программных модулей.
Все функции шифрования и вычисления имитовставки обрабатывают (т.е.
шифруют или вычисляют имитовставку) области с размером, кратным восьми.
Длина обрабатываемой области при вызове упомянутых функций задается в
восьмибайтных блоках. В реальных ситуациях это не приводит к неудобству по
следующим причинам:
при шифровании простой заменой размер шифруемой области обязан быть
кратным восьми байтам;
при шифровании гаммированием (с или без обратной связи) массива данных с
размером, не кратным восьми, будет также шифроваться и "мусор",
содержащийся в последнем восьмибайтовом блоке за пределами значащих
данных, однако его содержимое не оказывает никакого влияния на значащие
данные и может не приниматься во внимание;
при вычислении имитовставки для массивов данных их размер должен быть
приведен к значению, кратному восьми, добавлением какого-либо
фиксированного кода (обычно нулевых битов).
Криптографические функции шифрования и вычисления имитовставки позволяют
выполнять обработку массивов данных по частям. Это означает, что при
вызове соответствующей функции один раз для некоторой области данных и при
нескольких вызовах этой же самой функции для последовательных фрагментов
этой же области (естественно их размер должен быть кратным восьми байтам,
см. предыдущее замечание) будет получен один и тот же результат. Это
позволяет обрабатывать данные порциями, используя буфер размером всего 8
байтов.
Для за- и расшифрования массива данных в режиме простой замены
используется одна и та же функция. Выбор одной из двух указанных операций
осуществляется заданием соответствующего расширенного ключа. Порядок
следования элементов ключа должен быть взаимно обратным для указанных
операций.
Для за- и расшифрования блока данных в режиме гаммирования используется
одна и та же функция, поскольку в данном режиме зашифрование и
расшифрование данных идентичны. Функция, реализующая шифрование
гаммированием не осуществляет начальное преобразование синхропосылки (см.
схему алгоритма на рис.5, блок 1), это необходимо выполнить с помощью
явного вызова функции шифрования в режиме простой замены для
синхропосылки, – это плата за возможность шифровать массив по частям.
Ради универсальности кода все указатели на области обрабатываемых данных
сделаны дальними. Если сделать свой код для каждой модели памяти,
возможно, будет достигнута некоторая ненулевая (но очень маленькая!)
экономияпамяти и времени выполнения, но по моему мнению, эта игра не стоит
свеч.
Для ассемблирования (компиляции) и сборки приложенных модулей мной
использовались средства разработки фирмы Borland – TASM 2.5 и выше,
Borland C/C++ 2.0 и выше. При использовании других средств разработки
возможно потребуется внесение изменений в исходные тексты программ.
Для иллюстрации использования представленных криптографических функций к
настоящей статье приложены также текст программы шифрования файлов данных
на языке Си и соответствующие файлы проекта. Эти файлы следующие:
cryptor.c Исходные тексты программы шифрования файлов;
gost386.mak Файл проекта для 32-разрядной версии программы шифрования
файлов.
Описание построения и синтаксиса вызова (командной строки) программы
шифрования файлов также прилагается.
Вопрос быстродействия.
После разработки новой программной реализации было измерено ее быстродействие,
для чего был разработан комплект простых модулей, предназначенных для
построения измерительной задачи. Эта задача фиксирует и выводит на дисплей
время (в тактах генератора тактовой частоты таймера, 1193180 Герц),
затраченное тестируемой подпрограммой на выполнение. По измеренному времени
работы подпрограммы затем вычисляется (вручную) ее быстродействие как
отношение количества работы ко времени ее выполнения.
Максимальная измеряемая программой длительность процесса равна
232/1193180?3599.6 секунд, то есть примерно одному часу. Программа работает
корректно и дает правильные результаты, только если запущена из ДОСа.
Для модулей ГОСТа измерялась длительность шифрования одного мегабайта данных,
которое моделировалось 32-кратным шифрованием 32-Килобайтной области памяти.
Измерения проводились на машинах различных классов, результаты измерения
приведены ниже в таблице 2. Для 32-битовых процессоров также приведено
быстродействие 32-битовых реализаций криптографических модулей (нижнее число в
соответствующей ячейке). Для сравнения также приведены измерения
быстродействия реализации американского стандарта шифрования DES,
опубликованной в журнале "Монитор" №7/1994. Результаты тестов показали, что
быстродействие модулей для всех режимов шифрования ГОСТа примерно одинаково, а
быстродействие модуля вычисления имитовставки приблизительно вдвое превышает
быстродействие шифрования – что, собственно, и ожидалось. Реализация
шифрования по ГОСТ существенно (более чем в два раза) превышает исследованную
реализацию DES по быстродействию.
Таблица 2. Результаты измерения быстродействия модулей шифрования
Марка компьютера,т.ч.,Быстродействие криптографических модулей
тип процессораМГцgammagammaLDgammaLEsimpleImitoDES
Искра 1031, К1810ВМ884.528.48.68.78.716.9нет данных
AMI 286 Intel 802861020.420.720.820.840.811.2
Prolinea 325 Intel 386SX-252548.0 66.048.6 71.148.8 67.448.0 71.593.7
13922.0
Неизв.модель Intel 386SX-333363.8 87.664.5 94.564.7 89.563.8 95.0124
18525.9
BYTEX Intel 386DX-404089 12090 13591 12291 135177 26439.3
Acer Intel486SX3333114 150113 161114 151114 162226 32141.2
Presario 460 Intel486SX2-6666225 298222 319229 303227 324451 63782.2
Acer Pentium-6666302 351296 397307 355293 405601 77788.7
Теперь оценим достигнутые показатели с качественной точки зрения. Предельные
скорости шифрования намного превышают скорость работы платы аппаратного
шифрования "Криптон–3" (до 70 Кбайт/с) и примерно соответствуют быстродействию
платы "Криптон–4" (около 400 Кбайт/с). Достигнутой производительности не
достаточно для действительно прозрачного шифрования данных, хранимых на
жестких дисках или передаваемых через быструю сеть. Вместе с тем,
быстродействия реализации вполне хватает для шифрования данных в коммутируемых
каналах связи идля многих других случаев.
Можно ли еще увеличить быстродействие реализации ГОСТа? Можно, но ненамного,
если оставаться в рамках формальной спецификации ГОСТа. Для этого необходимо
отказаться от цикла в подпрограмме "gost", продублировав тело цикла 32 раза,
как это сделал автор программного эмулятора платы "Криптон". При этом можно не
разворачивать ключ в линейную последовательность элементов, но тогда для
каждого базового цикла криптографического преобразования придется сделать свой
программный модуль и код основного шага будет присутствовать в кодах
криптографических процедур в 32+32+16=80 экземплярах. Такой способ повышения
эффективности приводит к многократному разбуханию кода при более чем скромном
выигрыше в производительности, поэтому вряд ли его можно считать хорошим.
Надежность реализации.
Вопрос надежности программного средства криптографической защиты это не только
вопрос стойкости использованного алгоритма. Использование стойкого шифра само
по себе не может сделать вашу систему надежной, хотя и является необходимым
условием. Весьма важную роль играет и способ применения криптографического
алгоритма. Так, в приложение к настоящей программе шифрования файлов, хранение
ключевой информации на дисках в открытом виде делает систему, которая была бы
реализована на этой программе, потенциально нестойкой. Процедуры и правила
более высокого уровня, регламентирующие использование алгоритмов шифрования и
все связанное с этим, в совокупности составляют так называемый
криптографический протокол. Этот протокол определяет регламент выработки,
использования, хранения и смены ключевой информации, и другие, не менее важные
вопросы. Так вот, чтобы ваша система, использующая реализацию алгоритмов
ГОСТа, была действительно надежна, вам необходимо будет позаботиться о
разработке соответствующего протокола.
Очень часто для использования в системе криптографической защиты данных
требуется алгоритм с большим, чем у ГОСТа быстродействием реализации, и при
этом не требуется такая же высокая как у ГОСТа криптостойкость. Типичным
примером подобных задач являются различного рода биржевые торговые системы,
управляющие торговыми сессиями в реальном времени. Здесь от использованных
алгоритмов шифрования требуется, чтобы было невозможно расшифровать
оперативные данные системы в течение сессии (данные о выставленных заявках, о
заключенных сделках и т.п.), по ее истечении же эти данные, как правило, уже
бесполезны для злоумышленников. Другими словами, требуется гарантированная
стойкость всего на несколько часов (такова типичная продолжительность торговой
сессии). Ясно, что использование полновесного ГОСТа в этой ситуации было бы
стрельбой из пушки по воробьям.
К счастью, из этой ситуации есть достаточно легкий выход – использовать
модификацию алгоритма ГОСТ с меньшим количеством основных шагов в базовых
циклах. Этого можно достигнуть двумя путями – уменьшением длины ключа и
уменьшением числа циклов использования элементов ключа – вспомните, что число
основных шагов в базовых циклах шифрования равно N=n·m, где n – число
32-битных элементов в ключе, m – число циклов использования ключевых
элементов, в стандарте n=8, m=4. Во сколько раз уменьшается число основных
шагов в циклах, примерно во столько же раз увеличивается быстродействие кода.
К несчастью, нет никаких сведений о том, как изменяется криптостойкость
подобного ослабленного варианта ГОСТа. Что касается криптоанализа по
статистической линии (перебор всех возможных значений ключа), то здесь все
достаточно ясно, так как эта величина определяется только размером ключа.
Гораздо труднее предсказать, насколько менее сложным станет криптоанализ по
алгоритмической линии (анализ уравнений преобразования данных при их
шифровании).
При выборе размера "редуцированного цикла" надо принимать во внимание, что
ГОСТ проектировался с учетом возможного прогресса вычислительной техники на
несколько десятилетий вперед и в нем заложен огромный запас криптостойкости.
По моему мнению (глубоко личному), в большинстве практических случаев
представляется разумным использование редуцированных вариантов ГОСТа без
изменения схемы использования ключа (m=4=3+1), но с уменьшенным вчетверо
размером ключа (n=2) – это позволит увеличить скорость шифрования примерно
вчетверо. По стойкости к статистическим методам криптоанализа данная
модификация с ее 64-битным ключом будет надежнее, чем DES с размером ключа в
56 бит.
Функции криптопреобразования, прилагающиеся к настоящей статье, допускают
подобное использование, поскольку длина развернутого ключа передается в
качестве параметра в каждую из подпрограмм криптографического преобразования,
а подпрограмма "расширения" ключа позволяет работать с произвольной длиной
ключа и схемой расширения ключа.
Конечно, основное назначение криптоалгоритмов ГОСТа – это шифрование и
имитозащита данных. Однако у криптографической гаммы есть еще одно важное
применение – выработка ключевой информации. Выработка массива ключевой или
парольной информации большого объема является типовой задачей администратора
безопасности системы. Как уже было отмечено выше, ключ может быть сгенерирован
как массив нужного размера статистически независимых и равновероятно
распределенных между значениями 0 и 1 битов, для этого можно использовать
программу, вырабатывающую ключ по принципу "электронной рулетки". Но такой
подход совершенно не годится, когда объем необходимой ключевой информации
велик. В этом случае идеально использование аппаратных датчиков случайных
чисел, что, однако, не всегда возможно по экономическим или техническим
соображениям. В этом случае в качестве источника потока случайных битов может
быть использован генератор гаммы на основе любого блочного шифра, в том числе
и ГОСТ 28147-89, так как, по определению, криптографическая гамма обладает
необходимыми статистическими характеристиками и криптостойкостью. Таким
образом, для выработки нескольких ключей надо всего лишь сгенерировать массив
данных по алгоритму выработки гаммы, и нарезать его на порции нужного размера,
для стандартного варианта – 32 байта.
С паролями дело обстоит несколько сложнее. Прежде всего возникает вопрос,
зачем вообще нужно их генерировать, не проще ли по мере надобности брать их из
головы. Несостоятельность такого подхода была наглядно продемонстрирована
серией инцидентов в компьютерных сетях, самым крупным из которых был суточный
паралич сети Internet в ноябре 1988 г (вирус Морриса). Одним из способов
доступа злоумышленной программы в систему был подбор паролей: программа
пыталась войти в систему, последовательно пробуя пароли из своего внутреннего
списка в несколько сотен, причем в значительной доле случаев ей это удавалось
сделать – фантазия человека по выдумыванию паролей оказалась очень бедной.
Именно поэтому в тех организациях, где безопасности уделяется должное
внимание, пароли генерирует и раздает пользователям системный администратор по
безопасности. Выработка паролей чуть сложнее, чем выработка ключей, так как
при этом "сырую" двоичную гамму необходимо преобразовать к символьному виду, а
не просто "нарезать" на куски. Основное, на что необходимо обратить внимание
при этом – обеспечение равной вероятности появления каждого из символов
алфавита.
Вывод.
Итак, в этой работе был сделан краткий обзоp наиболее pаспpостpаненных в
настоящее вpемя методов кpиптогpафической защиты инфоpмации. Выбоp для
конкpетных ИС должен быть основан на глубоком анализе слабых и сильных стоpон
тех или иных методов защиты. Обоснованный выбоp той или иной системы защиты в
общем-то должен опиpаться на какие-то кpитеpии эффективности. К сожалению, до
сих поp не pазpаботаны подходящие методики оценки эффективности
кpиптогpафических систем.
Наиболее пpостой кpитеpий такой эффективности - веpоятность pаскpытия ключа
или мощность множества ключей (М). По сути это то же самое, что и
кpиптостойкость. Для ее численной оценки можно использовать также и сложность
pаскpытия шифpа путем пеpебоpа всех ключей. Однако, этот кpитеpий не учитывает
дpугих важных тpебований к кpиптосистемам:
* невозможность pаскpытия или осмысленной модификации инфоpмации на основе
анализа ее стpуктуpы,
* совеpшенство используемых пpотоколов защиты,
* минимальный объем используемой ключевой инфоpмации,
* минимальная сложность pеализации (в количестве машинных опеpаций), ее
стоимость,
* высокая опеpативность.
Желательно конечно использование некотоpых интегpальных показателей,
учитывающих указанные фактоpы. Для учета стоимости, тpудоемкости и объема
ключевой инфоpмации можно использовать удельные показатели - отношение
указанных паpаметpов к мощности множества ключей шифpа. Часто более
эффективным пpи выбоpе и оценке кpиптогpафической системы является
использование экспеpтных оценок и имитационное моделиpование.
В любом случае выбpанный комплекс кpиптогpафических методов должен сочетать
как удобство, гибкость и опеpативность использования, так и надежную защиту от
злоумышленников циpкулиpующей в ИС инфоpмации.
