Наиболее известные из хэш-функций - MD2, MD4, MD5 и SHA.

Три алгоритма серии MD разработаны Ривестом в 1989-м, 90-м и 91-м году соответственно. Все они преобразуют текст произвольной длины в 128-битную сигнатуру.

Алгоритм MD2 предполагает:

·     дополнение текста до длины, кратной 128 битам;

·     вычисление 16-битной контрольной суммы (старшие разряды отбрасываются);

·     добавление контрольной суммы к тексту;

·     повторное вычисление контрольной суммы.

Алгоритм MD4 предусматривает:

·     дополнение текста до длины, равной 448 бит по модулю 512;

·     добавляется длина текста в 64-битном представлении;

·     512-битные блоки подвергаются процедуре Damgard-Merkle[16], причем каждый блок участвует в трех разных циклах.

В алгоритме MD4 довольно быстро были найдены «дыры», поэтому он был заменен алгоритмом MD5, в котором каждый блок участвует не в трех, а в четырех различных циклах.

Алгоритм SHA (Secure Hash Algorithm) разработан NIST  (National Institute of Standard and Technology) и повторяет идеи серии MD. В SHA используются тексты более 264 бит, которые закрываются сигнатурой длиной 160 бит. Данный алгоритм предполагается использовать в программе Capstone[17].

Управ­ле­ние клю­ча­ми

Кро­ме вы­бо­ра под­хо­дя­щей для кон­крет­ной ИС крип­то­гра­фи­че­ской сис­те­мы, важ­ная про­бле­ма - управ­ле­ние клю­ча­ми. Как бы ни бы­ла слож­на и на­деж­на са­ма крип­то­си­сте­ма, она ос­но­ва­на на ис­поль­зо­ва­нии клю­чей. Ес­ли для обес­пе­че­ния кон­фи­ден­ци­аль­но­го об­ме­на ин­фор­ма­ци­ей ме­ж­ду дву­мя поль­зо­ва­те­ля­ми про­цесс об­ме­на клю­ча­ми три­виа­лен, то в ИС, где ко­ли­че­ст­во поль­зо­ва­те­лей со­став­ля­ет де­сят­ки и сот­ни управ­ле­ние клю­ча­ми - серь­ез­ная про­бле­ма.

Под клю­че­вой ин­фор­ма­ци­ей по­ни­ма­ет­ся со­во­куп­ность всех дей­ст­вую­щих  в ИС клю­чей. Ес­ли не обес­пе­че­но дос­та­точ­но на­деж­ное управ­ле­ние клю­че­вой ин­фор­ма­ци­ей, то за­вла­дев ею, зло­умыш­лен­ник по­лу­ча­ет не­ог­ра­ни­чен­ный дос­туп ко всей ин­фор­ма­ции.

Управ­ле­ние клю­ча­ми - ин­фор­ма­ци­он­ный про­цесс, вклю­чаю­щий в се­бя три эле­мен­та:

· ге­не­ра­цию клю­чей;

· на­ко­п­ле­ние клю­чей;

· рас­пре­де­ле­ние клю­чей.

Рас­смот­рим, как они долж­ны быть реа­ли­зо­ва­ны для то­го, что­бы обес­пе­чить безо­пас­ность клю­че­вой ин­фор­ма­ции в ИС.

Ге­не­ра­ция клю­чей

В са­мом на­ча­ле раз­го­во­ра о крип­то­гра­фи­че­ских ме­то­дах бы­ло ска­за­но, что не сто­ит ис­поль­зо­вать не­слу­чай­ные клю­чи с це­лью лег­ко­сти их за­по­ми­на­ния. В серь­ез­ных ИС ис­поль­зу­ют­ся спе­ци­аль­ные ап­па­рат­ные и про­грамм­ные ме­то­ды ге­не­ра­ции слу­чай­ных клю­чей. Как пра­ви­ло ис­поль­зу­ют дат­чи­ки ПСЧ. Од­на­ко сте­пень слу­чай­но­сти их ге­не­ра­ции долж­на быть дос­та­точ­но вы­со­ким. Иде­аль­ным ге­не­ра­то­ра­ми яв­ля­ют­ся уст­рой­ст­ва на ос­но­ве “на­ту­раль­ных” слу­чай­ных про­цес­сов. На­при­мер, поя­ви­лись се­рий­ные об­раз­цы ге­не­ра­ции клю­чей на ос­но­ве бе­ло­го ра­дио­шу­ма. Дру­гим слу­чай­ным ма­те­ма­ти­че­ским объ­ек­том яв­ля­ют­ся де­ся­тич­ные зна­ки иррациональных чисел, например p или е, которые вычисляются с помощью стандартных математических методов.

 В ИС со средними требованиями защищенности вполне приемлемы программные генераторы ключей, которые вычисляют ПСЧ как сложную функцию от текущего времени и (или) числа, введенного пользователем.

Накопление ключей

Под на­ко­п­ле­ни­ем клю­чей по­ни­ма­ет­ся ор­га­ни­за­ция их хра­не­ния, уче­та и уда­ле­ния.

По­сколь­ку ключ яв­ля­ет­ся са­мым при­вле­ка­тель­ным для зло­умыш­лен­ни­ка объ­ек­том, от­кры­ваю­щим ему путь к кон­фи­ден­ци­аль­ной ин­фор­ма­ции, то во­про­сам на­ко­п­ле­ния клю­чей сле­ду­ет уде­лять осо­бое вни­ма­ние.

Сек­рет­ные клю­чи ни­ко­гда не долж­ны за­пи­сы­вать­ся в яв­ном ви­де на но­си­те­ле, ко­то­рый мо­жет быть счи­тан или ско­пи­ро­ван.

В дос­та­точ­но слож­ной ИС один поль­зо­ва­тель мо­жет ра­бо­тать с боль­шим объ­е­мом клю­че­вой ин­фор­ма­ции, и ино­гда да­же воз­ни­ка­ет не­об­хо­ди­мость ор­га­ни­за­ции ми­ни-баз дан­ных по клю­че­вой ин­фор­ма­ции. Та­кие ба­зы дан­ных от­ве­ча­ют за при­ня­тие, хра­не­ние, учет и уда­ле­ние ис­поль­зуе­мых клю­чей.

Итак, ка­ж­дая ин­фор­ма­ция об ис­поль­зуе­мых клю­чах долж­на хра­нить­ся в за­шиф­ро­ван­ном ви­де. Клю­чи, за­шиф­ро­вы­ваю­щие клю­че­вую ин­фор­ма­цию на­зы­ва­ют­ся мас­тер-клю­ча­ми. Же­ла­тель­но, что­бы мас­тер-клю­чи ка­ж­дый поль­зо­ва­тель знал наи­зусть, и не хра­нил их во­об­ще на ка­ких-ли­бо ма­те­ри­аль­ных но­си­те­лях.

Очень важ­ным ус­ло­ви­ем безо­пас­но­сти ин­фор­ма­ции яв­ля­ет­ся пе­рио­ди­че­ское об­нов­ле­ние клю­че­вой ин­фор­ма­ции в ИС. При этом пе­ре­на­зна­чать­ся долж­ны как обыч­ные клю­чи, так и мас­тер-клю­чи. В осо­бо от­вет­ст­вен­ных ИС об­нов­ле­ние клю­че­вой ин­фор­ма­ции же­ла­тель­но де­лать еже­днев­но.

Во­прос об­нов­ле­ния клю­че­вой ин­фор­ма­ции свя­зан и с треть­им эле­мен­том управ­ле­ния клю­ча­ми - рас­пре­де­ле­ни­ем клю­чей.

Рас­пре­де­ле­ние клю­чей

Рас­пре­де­ле­ние клю­чей - са­мый от­вет­ст­вен­ный про­цесс в управ­ле­нии клю­ча­ми. К не­му предъ­яв­ля­ют­ся два тре­бо­ва­ния:

1. Опе­ра­тив­ность и точ­ность рас­пре­де­ле­ния

2. Скрыт­ность рас­пре­де­ляе­мых клю­чей.

В по­след­нее вре­мя за­ме­тен сдвиг в сто­ро­ну ис­поль­зо­ва­ния крип­то­си­стем с от­кры­тым клю­чом, в ко­то­рых про­бле­ма рас­пре­де­ле­ния клю­чей от­па­да­ет. Тем не ме­нее рас­пре­де­ле­ние клю­че­вой ин­фор­ма­ции в ИС тре­бу­ет но­вых эф­фек­тив­ных ре­ше­ний.

Рас­пре­де­ле­ние клю­чей ме­ж­ду поль­зо­ва­те­ля­ми реа­ли­зу­ют­ся дву­мя раз­ны­ми под­хо­да­ми:

1. Пу­тем соз­да­ния од­но­го ли не­сколь­ких цен­тров рас­пре­де­ле­ния клю­чей. Не­дос­та­ток та­ко­го под­хо­да со­сто­ит в том, что в цен­тре рас­пре­де­ле­ния из­вест­но, ко­му и ка­кие клю­чи на­зна­че­ны  и это по­зво­ля­ет чи­тать все со­об­ще­ния, цир­ку­ли­рую­щие в ИС. Воз­мож­ные зло­упот­реб­ле­ния су­ще­ст­вен­но влия­ют на за­щи­ту.

2. Пря­мой об­мен клю­ча­ми ме­ж­ду поль­зо­ва­те­ля­ми ин­фор­ма­ци­он­ной сис­те­мы. В этом слу­чае про­бле­ма со­сто­ит в том, что­бы на­деж­но удо­сто­ве­рить под­лин­ность субъ­ек­тов.

В обо­их слу­ча­ях долж­на быть га­ран­ти­ро­ва­на под­лин­ность се­ан­са свя­зи. Это мож­но обес­пе­чить дву­мя спо­со­ба­ми:

1. Ме­ха­низм за­про­са-от­ве­та, ко­то­рый со­сто­ит в сле­дую­щем. Ес­ли поль­зо­ва­тель А же­ла­ет быть уве­рен­ным, что со­об­ще­ния ко­то­рый он по­лу­ча­ет от В, не яв­ля­ют­ся лож­ны­ми, он вклю­ча­ет в по­сы­лае­мое для В со­об­ще­ние не­пред­ска­зуе­мый эле­мент (за­прос). При от­ве­те поль­зо­ва­тель В дол­жен вы­пол­нить не­ко­то­рую опе­ра­цию над этим эле­мен­том (на­при­мер, до­ба­вить 1). Это не­воз­мож­но осу­ще­ст­вить за­ра­нее, так как не из­вест­но, ка­кое слу­чай­ное чис­ло при­дет в за­про­се. По­сле по­лу­че­ния от­ве­та с ре­зуль­та­та­ми дей­ст­вий поль­зо­ва­тель А мо­жет быть уве­рен, что се­анс яв­ля­ет­ся под­лин­ным. Не­дос­тат­ком это­го ме­то­да яв­ля­ет­ся воз­мож­ность ус­та­нов­ле­ния хо­тя и слож­ной за­ко­но­мер­но­сти ме­ж­ду за­про­сом и от­ве­том.

2. Ме­ха­низм от­мет­ки вре­ме­ни (“вре­мен­ной штем­пель”). Он под­ра­зу­ме­ва­ет фик­са­цию вре­ме­ни для ка­ж­до­го со­об­ще­ния. В этом слу­чае ка­ж­дый поль­зо­ва­тель ИС мо­жет знать, на­сколь­ко “ста­рым” яв­ля­ет­ся при­шед­шее со­об­ще­ние.

В обо­их слу­ча­ях сле­ду­ет ис­поль­зо­вать шиф­ро­ва­ние, что­бы быть уве­рен­ным, что от­вет по­слан не зло­умыш­лен­ни­ком и штем­пель от­мет­ки вре­ме­ни не из­ме­нен.

При ис­поль­зо­ва­нии от­ме­ток вре­ме­ни вста­ет про­бле­ма до­пус­ти­мо­го вре­мен­но­го ин­тер­ва­ла за­держ­ки для под­твер­жде­ния под­лин­но­сти се­ан­са. Ведь со­об­ще­ние с “вре­мен­ным штем­пе­лем” в прин­ци­пе не мо­жет быть пе­ре­да­но мгно­вен­но. Кро­ме это­го ком­пь­ю­тер­ные ча­сы по­лу­ча­те­ля и от­пра­ви­те­ля не мо­гут быть аб­со­лют­но син­хро­ни­зи­ро­ва­ны. Ка­кое за­паз­ды­ва­ние “штем­пе­ля” счи­тать по­доз­ри­тель­ным.

По­этому в ре­аль­ных ИС, на­при­мер в сис­те­мах оп­ла­ты кре­дит­ных кар­то­чек ис­поль­зу­ет­ся имен­но вто­рой ме­ха­низм ус­та­нов­ле­ния под­лин­но­сти и за­щи­ты от под­де­лок. Ис­поль­зуе­мый ин­тер­вал со­став­ля­ет от од­ной до не­сколь­ких ми­нут. Боль­шое чис­ло из­вест­ных спо­со­бов кра­жи элек­трон­ных де­нег, ос­но­ва­но на “вкли­ни­ва­нии” в этот про­ме­жу­ток с под­лож­ны­ми за­про­са­ми на сня­тии де­нег.

Для обмена ключами можно использовать криптосистемы с открытым ключом, используя тот же алгоритм RSA.

Но весьма эффективным оказался алгоритм Диффи-Хелмана, позволяющий двум пользователям без посредников обменяться ключом, который может быть использован затем для симметричного шифрования.

Алгоритм Диф­фи-Хелл­ма­на

Диффи и Хелман пред­ло­жи­ли для соз­да­ния крип­то­гра­фи­че­ских сис­тем с от­кры­тым клю­чом функ­цию дис­крет­но­го воз­ве­де­ния в сте­пень.

Не­об­ра­ти­мость пре­об­ра­зо­ва­ния в этом слу­чае обес­пе­чи­ва­ет­ся тем, что дос­та­точ­но лег­ко вы­чис­лить по­ка­за­тель­ную функ­цию в ко­неч­ном по­ле Га­луа со­стоя­щим из p эле­мен­тов. (p - ли­бо про­стое число, либо простое в любой степени). Вычисление же логарифмов в таких полях - значительно более трудоемкая операция.

Если y=ax,, 1<x<p-1, где  - фиксированный элемент поля GF(p), то x=loga y над GF(p). Имея x, легко вычислить y. Для этого потребуется 2 ln(x+y) операций умножения.

Обратная задача вычисления x из y будет достаточно сложной. Если p выбрано достаточно правильно, то извлечение логарифма потребует вычислений, пропорциональных

L(p) = exp { (ln p  ln ln p)0.5 }

Для обмена информацией первый пользователь выбирает случайное число x1, равновероятное из целых 1...p-1. Это число он держит в секрете, а другому пользователю посылает число

Страницы: 1, 2, 3, 4, 5, 6, 7, 8, 9, 10