Дифференциальный криптоанализ — метод криптоанализа симметричных блочных шифров (и других криптографических примитивов, в частности, хеш-функций и поточных шифров).
Дифференциальный криптоанализ основан на изучении преобразования разностей между шифруемыми значениями на различных раундах шифрования. В качестве разности, как правило, применяется операция побитового суммирования по модулю 2, хотя существуют атаки и с вычислением разности по модулю . Является статистической атакой. Применим для взлома DES, FEAL и некоторых других шифров, как правило, разработанных ранее начала 90-х. Количество раундов современных шифров (AES, Camellia и др.) рассчитывалось с учётом обеспечения стойкости, в том числе и к дифференциальному криптоанализу.
Дифференциальный криптоанализ предложен в 1990 году израильскими специалистами Эли Бихамом и Ади Шамиром для взлома криптосистем, подобных DES. В своей работе они показали, что алгоритм DES оказался довольно устойчивым к данному методу криптоанализа, и любое малейшее изменение структуры алгоритма делает его более уязвимым.
В 1994 году Дон Копперсмит из IBM опубликовал статью[1], в которой заявил, что метод дифференциального криптоанализа был известен IBM уже в 1974 году, и одной из поставленных целей при разработке DES была защита от этого метода. У IBM были свои секреты. Копперсмит объяснял:
При проектировании использовались преимущества определенных криптоаналитических методов, особенно метода «дифференциального криптоанализа», который не был опубликован в открытой литературе. После дискуссий с АНБ было решено, что раскрытие процесса проектирования раскроет и метод дифференциального криптоанализа, мощь которого может быть использована против многих шифров. Это, в свою очередь, сократило бы преимущество США перед другими странами в области криптографии. |
DES оказался криптостойким к дифференциальному криптоанализу, в отличие от некоторых других шифров. Так, например, уязвимым оказался шифр FEAL. Состоящий из 4 раундов FEAL-4 может быть взломан используя всего лишь 8 подобранных открытых текстов, и даже 31-раундовый FEAL уязвим для атаки.
В 1990 году Эли Бихам и Ади Шамир, используя метод дифференциального криптоанализа, нашли способ вскрытия DES, более эффективный, чем вскрытие методом грубой силы. Работая с парами шифротекстов, открытые тексты которых имеют определенные отличия, ученые анализировали эволюцию этих отличий при прохождении открытых текстов через этапы DES.
Базовый метод дифференциального криптоанализа — это атака на основе адаптивно подобранных открытых текстов, хотя у него есть расширение для атаки на основе открытых текстов. Для проведения атаки используются пары открытых текстов, связанных определенной разницей. Для DES и DES-подобных систем она определяется как исключающее ИЛИ (XOR). При расшифровке необходимо только значение соответствующих пар шифротекстов.
На схеме изображена функция Фейстеля . Пусть и - пара входов, различающихся на . Соответствующие им выходы известны и равны и , разница между ними - . Также известны перестановка с расширением и -блок, поэтому известны и . и неизвестны, но мы знаем, что их разность равна , т.к. различия c и нейтрализуются. Единственные нелинейные элементы в схеме — это -блоки. Для каждого -блока можно хранить таблицу, строки которой — разности на входе -блока, столбцы — разности на выходе, а на пересечении — число пар, имеющих данные входную и выходную разности, и где-то хранить сами эти пары.
Вскрытие раундового ключа основано на том факте, что для заданного не все значения равновероятны, а комбинация и позволяет предположить значения и . При известных и это позволяет определить . За исключением вся необходимая информация для последнего раунда содержится в итоговой паре шифротекстов.
После определения раундового ключа для последнего цикла становится возможной частичная дешифровка шифротекстов с последующим использованием вышеописанного метода для нахождения всех раундовых ключей.
Для определения возможных отличий полученных на i-м раунде шифротекстов используются раундовые характеристики.
N-раундовая характеристика представляет собой кортеж , составляется из различий открытого текста , различий шифротекста и набора различий промежуточных результатов шифрования для каждого прошедшего раунда.
Характеристике присваивается вероятность, равная вероятности что случайная пара открытых текстов с различием в результате шифрования со случайными ключами имеет раундовые различия и различия шифротекстов, совпадающие с указанными в характеристике. Соответствующая характеристике пара открытых текстов называется «правильной». Не соответствующие характеристике пары открытых текстов зовутся «неправильными».
Примем значение разницы текстов на выходе предпоследнего цикла, используемое при определении возможного подключа последнего раунда, . В таком случая «правильная» пара текстов позволяет определить правильный ключ, в то время как «неправильная» пара определяет случайный ключ.
В атаке обычно одновременно используются несколько характеристик. Для экономии памяти обычно используются структуры.
Для всех вариантов ключа можно завести счётчики, и если какая-либо пара предлагает данный вариант в качестве верного ключа, будем увеличивать соответствующий счётчик. Ключ, которому соответствует самый большой счётчик, с высокой вероятностью является верным.
Для нашей расчётной схемы отношение числа правильных пар S к среднему значению счётчика N будем называть отношением сигнал/шум и будем обозначать .
Чтобы найти правильный ключ и гарантировать наличие правильных пар, необходимы:
Число необходимых пар определяется:
Пусть размер ключа равен k бит, тогда нам понадобится счётчиков. Если:
то среднее значение счётчика N равно:
Если — вероятность характеристики, то число правильных пар S равно:
Тогда отношение сигнал/шум равно:
Заметим, что для нашей расчётной схемы отношение сигнал/шум не зависит от общего числа пар. Число необходимых правильных пар — в общем, функция отношения сигнал/шум. Экспериментально было установлено, что если S/N=1—2, необходимо 20—40 вхождений правильных пар. Если же отношение намного выше, то даже 3—4 правильных пар может быть достаточно. Наконец, когда оно сильно ниже, число необходимых пар огромно.
S/N | Число необходимых пар |
---|---|
меньше 1 | Велико |
1—2 | 20—40 |
больше 2 | 3—4 |
С увеличением числа раундов сложность криптоанализа увеличивается, однако остаётся меньше сложности полного перебора при количестве циклов меньше 16.
Зависимость от количества раундов | |
---|---|
Число раундов | Трудоёмкость атаки |
Устройство S-блоков также значительно влияет на эффективность дифференциального криптоанализа. S-блоки DES, в частности, оптимизированы для устойчивости к атаке.
В то время как полный 16-и раундовый DES оказался изначально спроектированным устойчивым к дифференциальному криптоанализу, атака показала себя успешной против широкой группы DES-подобных шифров[2].
Дифференциальный криптоанализ также применим против хеш-функций.
После публикации работ по дифференциальному криптоанализу в начале 1990-х годов последующие шифры проектировались устойчивыми к этой атаке.
Метод дифференциального криптоанализа в большей степени является теоретическим достижением. Его применение на практике ограничено высокими требованиями к времени и объёму данных.
Являясь, в первую очередь, методом для вскрытия с выбранным открытым текстом, дифференциальный криптоанализ трудно реализуем на практике. Он может быть использован для вскрытия с известным открытым текстом, но в случае полного 16-этапного DES это делает его даже менее эффективным, чем вскрытие грубой силой.
Метод требует большого объема памяти для хранения возможных ключей. Эффективность метода также сильно зависит от структуры S-блоков взламываемого алгоритма.
Для улучшения этой статьи желательно: |
Данная страница на сайте WikiSort.ru содержит текст со страницы сайта "Википедия".
Если Вы хотите её отредактировать, то можете сделать это на странице редактирования в Википедии.
Если сделанные Вами правки не будут кем-нибудь удалены, то через несколько дней они появятся на сайте WikiSort.ru .