Почему криптосистемы ненадежны п семьянов
Перейти к содержимому

Почему криптосистемы ненадежны п семьянов

  • автор:

Заключение

Подводя итог, можно сказать, что любой алгоритм шифрования, кроме одноразового блокнота и других доказано стойких шифров, является потенциально нестойким. Многократное использование одного и того же ключа оставляет некоторый «след» в шифруемых сообщениях. С помощью статистики и алгебры можно выделить данный след, и на его основе сделать предположение о самом ключе.

Тем не менее, при настоящем уровне вычислительной техники, современные алгоритмы шифрования являются достаточно стойкими. Чтобы избежать утечки информации, необходимо только правильно использовать данные алгоритмы. Это подразумевает достаточно частую смену ключей, использование достаточно длинных и случайных ключей, правильно реализовывать сам алгоритм и тд. Отсюда следует, что вопросами обеспечения безопасности должны заниматься квалифицированные специалисты в данной области.

1 М. А. Асосков и др. Поточные шифры / Асосков А.В., Иванов М.А., Мирский А.А., Рузин А.В., Сланин А.В., Тютвин А.Н. — М.: Кудиц-образ, 1983.

2 Ю.Е. Пудовченко, Пределы роста [Электронный ресурс]/Ю. Е. Пудовченко, режим доступа: http://ssl.stu.neva.ru/psw/crypto.html

3 П. Семьянов Почему криптосистемы ненадежны? [Электронный ресурс]/П. Семьянов, — режим доступа: http://ssl.stu.neva.ru/psw/publications/crypto.html

4 А. Винокуров, Задачи решаемые криптографическими методами [Электронный ресурс] / А. Винокуров, — режим доступа: http://www.enlight.ru/ib/tech/crypto/part2.htm

5 А.В. Лунин, А.А. Сальников, Перспективы развития и использования асимметричных алгоритмов в криптографии [Электронный ресурс]/А.В. Лунин, А.А. Сальников, — режим доступа: http://ssl.stu.neva.ru/psw/crypto/Lunin24.html

6 Клод Шеннон, Работы по теории информации и кибернетике / К. Шенон, — М., ИЛ, 1963, с. 333-369 (Перевод В.Ф.Писаренко).

7 Брюс Шнайер, Ханаанский бальзам [Электронный ресурс] / Б. Шнайер, — режим доступа: http://www.password-crackers.ru/articles/30/#_ftn1.

8 С.П. Панасенко, Современные методы вскрытия алгоритмов шифрования, часть 1 [Электронный ресурс] / С.П. Панасенко — режим доступа: http://old.cio-world.ru/it-market/community/291719/page2.html

9 Брюс Шнайер, Прикладная криптография: Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си [ Б. Шнайер, — Триумф, 2002 — 816 с.

Почему криптосистемы ненадежны п семьянов

В современном программном обеспечении (ПО) криптоалгоритмы широко применяются не только для задач шифрования данных, но и для аутентификации и проверки целостности. На сегодняшний день существуют хорошо известные и апробированные криптоалгоритмы (как с симметричными, так и несимметричными ключами), криптостойкость которых либо доказана математически, либо основана на необходимости решения математически сложной задачи (факторизации, дискретного логарифмирования и т.п.). К наиболее известным из них относятся DES , RSA. Таким образом, они не могут быть вскрыты иначе, чем полным перебором или решением указанной задачи.

С другой стороны, в компьютерном и околокомпьютерном мире все время появляется информация об ошибках или «дырах» в той или иной программе (в т.ч. применяющей криптоалгоритмы), или о том, что она была взломана ( cracked ). Это создает недоверие как к конкретным программам, так и к возможности вообще защитить что-либо криптографичеcкими методами не только от спецслужб, но и от простых хакеров.

Поэтому знание истории атак и «дыр» в криптосистемах, а также понимание причин, по которым они имели место, является одним из необходимых условий разработки защищенных систем. Перспективным направлением исследований в этой области является анализ успешно проведенных атак или выявленных уязвимостей в криптосистемах с целью их обобщения, классификации и выявления причин и закономерностей их появления и существования. Это и будет являться задачей данной статьи.

По аналогии с таксономией причин нарушения безопасности ВС [1], выделим следующие причины ненадежности криптографических программ (см. рис. 1):


    1. Невозможность применения стойких криптоалгоритмов;
    2. Ошибки в реализации криптоалгоритмов;
    3. Неправильное применение криптоалгоритмов;
    4. Человеческий фактор.

    Отметим сразу, что рассматриваемые ниже причины покрывают только два вида потенциально возможных угроз: раскрытия и целостности , оставляя в стороне угрозу отказа в обслуживании , которая приобретает все большее значение по мере развития распределенных криптосистем.

    Эта группа причин является наиболее распространенной из-за следующих факторов.

    Малая скорость стойких криптоалгоритмов

    Это основной фактор, затрудняющий применение хороших алгоритмов в, например, системах «тотального» шифрования или шифрования «на лету». В частности, программа Norton DiskReet , хотя и имеет реализацию DES , при смене пользователем ключа может не перешифровывать весь диск, т.к. это займет слишком много времени. Аналогично, программа компрессии «на лету» Stacker фирмы Stac Electronics имеет опцию закрытия паролем компрессируемых данных. Однако она не имеет физической возможности зашифровать этим паролем свой файл, обычно имеющий размеры в несколько сот мегабайт, поэтому она ограничивается очень слабым алгоритмом и хранит хэш-функцию от пароля вместе с защищаемыми данными. Величина криптостойкости 1 этой функции была исследована и оказалась равной 2 8 , т.е. пароль может быть вскрыт тривиально.

    Экспортные ограничения

    Это причина, связанная с экспортом криптоалгоритмов или с необходимостью приобретать патент или права на них. В частности, из США запрещен экспорт криптоалгоритмов с длиной ключа более 40 бит 2 . Очевидно, что такая криптостойкость не может считаться надежной при современных вычислительных мощностях и даже на персональном компьютере, положив скорость перебора в 50 000 паролей/сек, получим время перебора в среднем порядка 4 месяцев.

    Известные примеры программ, подверженных экспортным ограничениям — это последние версии броузеров (browser) Интернета, в частности Netscape Navigator фирмы Netscape Communications и Internet Explorer фирмы Microsoft . Они предоставляют шифрование со 128-битным ключом для пользователей внутри США и с 40-битным ключом для всех остальных.

    Также в эту группу попадает последняя версия архиватора ARJ 2.60 , известного своим слабым алгоритмом шифрования архивов. Теперь пользователи внутри США могут использовать криптостойкий алгоритм ГОСТ. Комизм ситуации в том, что хотя этот алгоритм является российским, даже россияне по законам США все равно не могут воспользоваться им в программе ARJ.

    Использование собственных криптоалгоритмов

    Незнание или нежелание использовать известные алгоритмы — такая ситуация, как ни парадоксально, также имеет место быть, особенно в программах типа Freeware и Shareware, например, архиваторах.

    Как уже говорилось, архиватор ARJ (до версии 2.60 включительно) использует (по умолчанию) очень слабый алгоритм шифрования — простое гаммирование. Казалось бы, что в данном случае использование его допустимо, т.к. архивированный текст должен быть совершенно неизбыточен и статистические методы криптоанализа здесь не подходят. Однако, после более детального изучения оказалось, что в архивированном тексте присутствует (и это оказывается справедливым для любых архиваторов) некоторая неслучайная информация — например, таблица Хаффмана и некоторая другая служебная информация. Поэтому, точно зная или предсказав с некоторой вероятностью значение этих служебных переменных, можно с той же вероятностью определить и соответствующие символы пароля.

    Далее, использование слабых алгоритмов часто приводит к успеху атаки по открытому тексту . В случае архиватора ARJ, если злоумышленнику известен хотя бы один файл из зашифрованного архива, он с легкостью определит пароль архива и извлечет оттуда все остальные файлы (криптостойкость ARJ при наличии открытого текста — 2 0 !). Даже если ни одного файла в незашифрованном виде нет, то все равно простое гаммирование позволяет достичь скорости перебора в 350000 паролей/сек. на машине класса Pentium.

    Аналогичная ситуация имеет место и в случае с популярными программами из Microsoft Office — для определения пароля там необходимо знать всего 16 байт файла .doc или .xls , после чего достаточно перебрать всего 2 4 вариантов. В Microsoft Office 97 сделаны значительные улучшения алгоритмов шифрования, в результате чего осталась возможность только полного перебора, но. не везде — MS Access 97 использует примитивнейший алгоритм, причем шифруются не данные, а сам пароль операцией XOR с фиксированной константой!

    В сетевой ОС Novell Netware фирмы Novell (версии 3.х и 4.х) также применяется собственный алгоритм хэширования . На входе хэш-функция получает 32-байтовое значение, полученное из оригинального пароля пользователя путем либо сжатия пароля длиной более 32 символов с помощью операции XOR, либо размножением пароля длиной менее 32 символов; а на выходе — 16-байтовое хэш-значение ( Hash16 ). Именно оно (для Novell Netware 3.х) хранится в базе данных связок (bindery) в виде свойства «PASSWORD» .

    Одним из основных свойств криптостойкой хэш-функции должно быть то, что она не должна допускать легкого построения коллизий (таковой, например, является функция crypt(), используемая в UNIX, которая основана на DES). Именно это свойство нарушено в хэш-функции, применяемой в Novell Netware.

    Была построена процедура , которая из данного хэш-значения путем небольшого перебора (несколько секунд на машине класса 80486DX2-66) получает 32-байтовую последовательность, которая, конечно, не является истинным паролем, но тем не менее воспринимается Novell Netware как таковой, т.к. применение к ней хэш-алгоритма, выдает в точности имеющееся хэш-значение.

    Рассмотренный хэш-алгоритм остался и в 4 версии Novell Netware.

    В свою очередь, фирма Microsoft также имеет серьезнейшие недостатки в своем основном хэш-алгоритме, применяемом во всех своих ОС, начиная с Windows 3.11, при аутентификации в локальных (протокол NetBIOS) и глобальных (протоколы CIFS и http) сетях, называемым LM (Lan Manager)-хэш [4]. (Впрочем, Microsoft ссылается на то, что он остался еще со времен OS/2 и что его разрабатывала IBM).

    Он вычисляется следующим образом:

    1. Пароль превращается в 14-символьную строку путем либо отсечки болеет длинных паролей, либо дополнения коротких паролей нулевыми элементами.
    2. Все символы нижнего регистра заменяются на символы верхнего регистра. Цифры и специальные символы остаются без изменений.
    3. 14-байтовая строка разбивается на две семибайтовых половины.
    4. Используя каждую половину строки в роли ключа DES, с ним шифруется фиксированная константа, получая на выходе две 8-байтовые строки.
    5. Эти строки сливаются для создания 16-разрядного значения хэш-функции.

    Очевидно, что атаки на LM-хэш легко достигают успеха по следующим причинам:

    • Преобразование всех символов в верхний регистр ограничивает и без того небольшое число возможных комбинаций для каждого (26+10+32=68).
    • Две семибайтовых «половины» пароля хэшируются независимо друг от друга. Таким образом, две половины могут подбираться перебором независимо друг от друга, и пароли, длина которых превышает семь символов, не сильнее, чем пароли с длиной семь символов. Таким образом, для гарантированного нахождения пароля необходимо перебрать вместо 94 0 +94 1 +. 94 14 ~4^10 27 всего лишь 2^(68 0 +68 1 +. +68 7 ) ~1^10 13 (т.е. почти в 10 14 раз меньше) комбинаций. Кроме того, те пароли, длина которых не превышает семь символов, очень просто распознать, поскольку вторая половина хэша будет одним и тем же значением AAD3B435B51404EE , получаемой при шифровании фиксированной константы с помощью ключа из семи нулей.
    • Нет элемента случайности (salt) , как это сделано в crypt() — два пользователя с одинаковыми паролями всегда будут иметь одинаковые значения хэш-функции. Таким образом, можно заранее составить словарь хэшированных паролей и осуществлять поиск неизвестного пароля в нем.

    Несмотря на то, что в этом случае применяются криптостойкие или сертифицированные алгоритмы, эта группа причин приводит к нарушениям безопасности криптосистем из-за их неправильной реализации.

    Уменьшение криптостойкости при генерации ключа

    Эта причина с весьма многочисленными примерами, когда криптосистема либо обрезает пароль пользователя, либо генерирует из него данные, имеющие меньшее количество бит, чем сам пароль. Примеры:

    1. Во многих (старых) версиях UNIX пароль пользователя обрезается до 8 байт перед хэшированием. Любопытно, что, например, Linux 2.0 , требуя от пользователей ввода паролей, содержащих обязательно буквы и цифры, не проверяет, чтобы 8-символьное начало пароля также состояло из букв и цифр. Поэтому пользователь, задав, например, достаточно надежный пароль passwordIsgood19 , будет весьма удивлен, узнав, что хакер вошел в систему под его именем с помощью элементарного пароля password .
    2. Novell Netware позволяет пользователям иметь пароли до 128 байт, что дает (считая латинские буквы без учета регистра, цифры и спецсимволы) 68 128 ~2 779 комбинаций. Но при этом, во-первых, хэш-функция (см. выше) получает на входе всего лишь 32-байтовое значение, что ограничивает эффективную длину пароля этой же величиной. Более того, во-вторых, на выходе хэш-значение имеет длину всего 128 бит, что соответствует 2 128 комбинаций. Это дополнительно снижает эффективную длину до =21 символа 3 , т.е. в 6 раз по сравнению с первоначальной.
    3. Полностью аналогичная ситуация происходит с архиватором RAR версий 1.5x — выбор пароля больше 10 символов не приводит к росту времени, необходимого на его вскрытие.

    Если длина пароля «сверху» в этом случае определяется реализацией криптоалгоритмов, то ограничение на длину «снизу» уже связано с понятием единицы информации или энтропии. В рассмотренном примере с Novell Netware для создания хэш-значения с энтропией 128 бит длина пароля должна быть не менее =69 бит 4 или не менее 22 символов 5 . То, что многие криптосистемы не ограничивают минимальную длину пароля, как раз и приводит к успеху атак перебором не ключей, а паролей.

    Отсутствие проверки на слабые ключи

    Некоторые криптоалгоритмы (в частности, DES, IDEA) при шифровании со специфическими ключами не могут обеспечить должный уровень криптостойкости. Такие ключи называют слабыми (weak). Для DES известно 4 слабых и 12 полуслабых (semi-weak) ключей. И хотя вероятность попасть в них равняется ~2^10 -16 , для серьезных криптографических систем пренебрегать ей нельзя.

    Мощность множества слабых ключей IDEA составляет не много — не мало — 2 51 (впрочем, из-за того, что всего ключей 2 128 , вероятность попасть в него в 3^10 7 раз меньше, чем у DES).

    Недостаточная защищенность от РПС

    РПС (разрушающие программные средства) — это компьютерные вирусы, троянских кони, программные закладки и т.п. программы, способные перехватить секретный ключ или сами нешифрованные данные, а также просто подменить алгоритм на некриптостойкий. В случае, если программист не предусмотрел достаточных способов защиты от РПС, они легко способны нарушить безопасность криптосистемы. Особенно это актуально для операционных систем, не имеющих встроенных средств защиты или средств разграничения доступа — типа MS DOS или Windows 95:

    1. Перехват пароля. Как пример можно привести самый старый способ похищения пароля, известный еще со времен больших ЭВМ, когда программа-«фантом» эмулирует приглашение ОС, предлагая ввести имя пользователя и пароль, запоминает его в некотором файле и прекращает работу с сообщением «Invalid password» . Для MS DOS и Windows существует множество закладок для чтения и сохранения паролей, набираемых на клавиатуре (через перехват соответствующего прерывания), например, при работе утилиты Diskreet v. 6.0.
    2. Подмена криптоалгоритма. Примером реализации этого случая является закладка, маскируемая под прикладную программу-«ускоритель» типа Turbo Krypton . Эта закладка заменяет алгоритм шифрования ГОСТ 28147-89, реализуемой платой «Krypton-3» (демонстрационный вариант), другим, простым и легко дешифруемым алгоритмом [1].
    3. Троянский конь в электронной почте. Последним примером служит имевшие место в июне 1998 года попытки проникновения троянского коня через электронную почту. В письмо были вложены порнографическая картинка и EXE-файл FREECD.EXE, который за то время, пока пользователь развлекался с письмом, расшифровывал пароли на соединение с провайдером (Dial-Up) и отправлял их на адрес ispp@usa.net.

    Наличие зависимости во времени обработки ключей

    Это сравнительно новый аспект недостаточно корректной реализации криптоалгоритмов, рассмотренный в статье [2]. Там показано, что многие криптосистемы неодинаково быстро обрабатывают разные входные данные. Это происходит как из-за аппаратных (разное количество тактов на операцию, попадание в процессорный кэш и т.п.), так и программных причин (особенно при оптимизации программы по времени). Время может зависеть как от ключа шифрования, так и (рас)шифруемых данных.

    Поэтому злоумышленник, обладая детальной информацией о реализации криптоалгоритма, имея зашифрованные данные, и будучи способным каким-то образом измерять время обработки этих данных (например, анализируя время отправки пакетов с данными), может попытаться подобрать секретный ключ. В работе подробно описывается тактика атак на системы, реализующие алгоритмы RSA, Диффи-Хеллмана и DSS, причем ключ можно получать, уточняя бит за битом, а количество необходимых измерений времени прямо пропорционально длине ключа.

    И хотя пока не удалось довести эти исследования до конкретного результата (вычислить секретный ключ), этот пример показывает, что программирование систем критического назначения (в т.ч. и криптосистем) должно быть особенно тщательным и, возможно, для этого необходимо применять особые защитные методы программирования и специализированные средства разработки (особенно компиляторы).

    Ошибки в программной реализации

    Ясно, что пока программы будут писаться людьми, этот фактор всегда будет иметь место. Хороший пример — ОС Novell Netware 3.12, где, несмотря на достаточно продуманную систему аутентификации, при которой, по заявлениям фирмы Novell , «нешифрованный пароль никогда не передается по сети» , удалось найти ошибку в программе SYSCON v. 3.76, при которой пароль именно в открытом виде попадает в один из сетевых пакетов. Этого не наблюдается ни с более ранними, ни с более поздними версиями этой программы, что позволяет говорить именно о чисто программистской ошибке. Этот ошибка проявляется только если супервизор меняет пароль кому-либо (в том числе и себе). Видимо, каким-то образом в сетевой пакет попадает клавиатурный буфер.

    Наличие люков

    Причины наличия люков в криптосистемах очевидны: разработчик хочет иметь контроль над обрабатываемой в его системе информацией и оставляет для себя возможность расшифровывать ее, не зная ключа пользователя. Возможно также, что они используются для отладки и по какой-то причине не убираются из конечного продукта. Естественно, что это рано или поздно становится известным достаточно большому кругу лиц и ценность такой криптосистемы становится почти нулевой. Самыми известными примерами здесь являются AWARD BIOS (до версии 4.51PG) с его универсальным паролем » AWARD_SW» и СУБД Paradox фирмы Borland Internationa l , также имеющая «суперпароли» » jIGGAe» и » nx66ppx» .

    Вплотную к наличию люков в реализации (очевидно, что в этом случае они используют явно нестойкие алгоритмы или хранят ключ вместе с данными) примыкают алгоритмы, дающие возможность третьему лицу читать зашифрованное сообщение, как это сделано в нашумевшем проекте CLIPPER , где третьим лицом выступает государство, всегда любящее совать нос в тайны своих граждан.

    Недостатки датчика случайных чисел (ДСЧ)

    Хороший, математически проверенный и корректно реализованный ДСЧ также важен для криптосистемы, как и хороший, математически стойкий и корректный криптоалгоритм, иначе его недостатки могут повлиять на общую криптостойкость системы. При этом для моделирования ДСЧ на ЭВМ обычно применяют датчики псевдослучайных чисел (ПСЧ), характеризующиеся периодом, разбросом, а также необходимостью его инициализации ( seed ). Применение ПСЧ для криптосистем вообще нельзя признать удачным решением, поэтому хорошие криптосистемы применяют для этих целей физический ДСЧ (специальную плату), или, по крайней мере, вырабатывают число для инициализации ПСЧ с помощью физических величин (например, времени нажатия на клавиши пользователем).

    Малый период и плохой разброс относятся к математическим недостаткам ДСЧ и появляются в том случае, если по каким-то причинам выбирается собственный ДСЧ. Иначе говоря, выбор собственного ДСЧ так же опасен, как и выбор собственного криптоалгоритма.

    В случае малого периода (когда псевдослучайных значений, вырабатываемых датчиком, меньше, чем возможных значений ключа) злоумышленник может сократить время поиска ключа, перебирая не сами ключи, а псевдослучайные значения и генерируя из них ключи.

    При плохом разбросе датчика злоумышленник также может уменьшить среднее время поиска, если начнет перебор с самых вероятных значений псевдослучайных чисел.

    Самой распространенной ошибкой, проявляющейся и в случае хорошего ПСЧ, является его неправильная инициализация . В этом случае число, используемое для инициализации, имеет либо меньшее число бит информации, чем сам датчик, либо вычисляется из неслучайных чисел и может быть предсказано стой или иной степенью вероятности.

    Такая ситуация имела место в программе Netscape Navigator версии 1.1. Она инициализировала ПСЧ, используя текущее время в секундах ( sec ) и микросекундах ( usec ), а также идентификаторы процесса ( pid и ppid ). Как выяснили исследователи Я. Голдберг и Д. Вагнер, при такой схеме как максимум получалось 47 значащих бит информации (при том, что этот датчик использовался для получения 40- или 128 (!)-битных ключей). Но, если у злоумышленника


      1. была возможность перехватить пакеты, передаваемые по сети; и
      2. был доступ ( account ) на компьютер, где запущена программа,

      то для него не составляло труда с большой степенью вероятности узнать sec , pid и ppid . Если условие (2) не удовлетворялось, то злоумышленник все равно мог попытаться установить время через сетевые демоны time , pid мог бы быть получен через демон SMTP (обычно он входит в поле Message-ID ), а ppid либо не сильно отличается от pid , либо вообще равен 1.

      Исследователи написали программу unssl , которая, перебирая микросекунды, находила секретный 40-битный ключ в среднем за минуту.

      Эта группа причин приводит к тому, что оказывается ненадежными криптостойкие и корректно реализованные алгоритмы.

      Малая длина ключа

      Это самая очевидная причина. Возникает вопрос: как стойкие криптоалгоритмы могут иметь малую длину ключа? Видимо, вследствие двух факторов:

      1. некоторые алгоритмы могут работать с переменной длиной ключа, обеспечивая разную криптостойкость — и именно задача разработчика выбрать необходимую длину, исходя из желаемой криптостойкости и эффективности. Иногда на это желание накладываются и иные обстоятельства — такие, как экспортные ограничения.
      2. некоторые алгоритмы разрабатывались весьма давно, когда длина используемого в них ключа считалась более чем достаточной для соблюдения нужного уровня защиты.

      С резким скачком производительности вычислительной техники сначала столкнулся алгоритм RSA, для вскрытия которого необходимо решать задачу факторизации. В марте 1994 была закончена длившаяся в течение 8 месяцев факторизация числа из 129 цифр (428 бит 6 ). Для этого было задействовано 600 добровольцев и 1600 машин, связанных посредством электронной почты. Затраченное машинное время было эквивалентно примерно 5000 MIPS-лет 7 .

      Прогресс в решении проблемы факторизации во многом связан не только с ростом вычислительных мощностей, но и с появлением в последнее время новых эффективных алгоритмов. (На факторизацию следующего числа из 130 цифр ушло всего 500 MIPS-лет). На сегодняшний день в принципе реально факторизовать 512-битные числа. Если вспомнить, что такие числа еще недавно использовались в программе PGP , то можно утверждать, что это самая быстро развивающаяся область криптографии и теории чисел.

      29 января 1997 фирмой RSA Labs был объявлен конкурс на вскрытие симметричного алгоритма RC5. 40-битный ключ был вскрыт через 3.5 часа после начала конкурса! (Для этого даже не потребовалась связывать компьютеры через Интернет — хватило локальной сети из 250 машин в Берклевском университете). Через 313 часов был вскрыт и 48-битный ключ . Таким образом, всем стало очевидно, что длина ключа, удовлетворяющая экспортным ограничениям, не может обеспечить даже минимальной надежности.

      Параллельно со вскрытием RC5 был дан вызов и столпу американской криптографии — алгоритму DES, имеющему ключ в 56 бит. И он пал 17 июня 1997 года, через 140 дней после начала конкурса (при этом было протестировано около 25% всех возможных ключей и затрачено примерно 450 MIPS-лет). Это было безусловно выдающееся достижение, которое означало фактическую смерть DES как стандарта шифрования. И действительно, когда в начала 1998 года следующее соревнование по нахождению ключа DES привело к успеху всего за 39 дней, национальный институт стандартов США (NIST) объявил конкурс на утверждение нового стандарта AES (Advanced Encryption Standard). AES должен быть полностью открытым симметричным алгоритмом с ключом размером 128, 192, 256 бит и блоком шифрования размером 128 бит.

      Ошибочный выбор класса алгоритма

      Это также весьма распространенная причина, при которой разработчик выбирает пусть и хороший, но совершенно неподходящий к его задаче алгоритм. Чаще всего это выбор шифрования вместо хэширования или выбор симметричного алгоритма вместо алгоритма с открытыми ключами.

      Примеров здесь масса — это почти все программы, ограничивающие доступ к компьютеру паролем при его включении или загрузке, например, AMI BIOS, хранящий вместо хэша пароля его зашифрованный вариант, который, естественно, легко дешифруется.

      Во всех сетевых процедурах аутентификации естественно применять ассиметричную криптографию, которая не позволит подобрать ключ даже при полном перехвате трафика. Однако такие алгоритмы (из сетевых OC) пока реализует только Novell Netware 4.x, остальные же довольствуются (в лучшем случае!) стандартной схемой «запрос-отклик», при которой можно вести достаточно быстрый перебор по перехваченным значениям «запроса» и «отклика».

      Повторное наложение гаммы шифра

      Уже классическим примером стала уязвимость в Windows 3.x и первых версиях Windows 95, связанная с шифрованием. В этом случае программисты фирмы Microsoft, хорошо известные своими знаниями в области безопасности, применяли алгоритм RC4 (представляющем собой ни что иное, как шифрование гаммированием), не меняя гаммы, несколько раз к разным данным — сетевым ресурсам, хранящимся в файлах типа .pwl .

      Оказалось, что один из наборов данных файла .pwl представлял из себя более чем специфичный текст — 20-символьное имя пользователя (в верхнем регистре) и набор указателей на ресурсы (см. рис. 2). Таким образом, угадав им пользователя (которое в большинстве случаев к тому же совпадает с именем файла) можно вычислить по крайней мере 20 байт гаммы. Т.к. гамма не меняется при шифровании других ресурсов (в этом состоит основная ошибка применения RC4 в этом случае), могут быть вычислены первые 20 байт всех ресурсов, в которые входит длина каждого из них. Вычислив длину, можно найти значения указателей и тем самым прибавить еще несколько десятков байт к угаданной гамме. Этот алгоритм реализован в известной программе glide .

      Рис. 2. Формат файла .PWL.

      Хранение ключа вместе с данными

      Эта причина приводит к тому, что данные, зашифрованные с помощью криптостойкого и корректно реализованного алгоритма, могут быть легко дешифрованы. Это связано со спецификой решаемой задачи, при которой невозможно вводить ключ извне и он хранится где-то внутри в практически незашифрованном виде. Иначе говоря, здесь наиболее уязвимым будет алгоритм шифрования не ключом, а ключа (с помощью некоего вторичного ключа). Но так как (что опять-таки очевидно следует из специфики задачи) этот вторичный ключ хранить извне нельзя, то основные данные рано или поздно будут расшифрованы без использования методов перебора.

      Типичным примером здесь будут все WWW-, ftp-, e-mail-клиенты. Дело в том, что для базовой (наиболее часто встречающейся) аутентификации в этих протоколах пароль должен передаваться серверу в открытом виде. Поэтому клиентские программы вынуждены шифровать (а не хэшировать) пароль, причем с фиксированным ключом, чтобы не надоедать пользователю постоянными вопросами. Отсюда следует, что где-то внутри любого броузера, почтового или ftp-клиента (будь то Netscape Communicator, Eudora, Outlook, FAR и т.п.) лежат все ваши пароли в практически открытом виде, и что расшифровать их не представляет труда. (Чаще всего, кстати, пароль в таких программах даже не шифруется, а кодируется алгоритмом типа base-64).

      В любой критической системе ошибки человека-оператора являются чуть ли не самыми дорогостоящими и распространенными. В случае криптосистем непрофессиональные действия пользователя сводят на нет самый стойкий криптоалгоритм и самую корректную его реализацию и применение.

      В первую очередь это связано с выбором паролей. Очевидно, что короткие или осмысленные пароли легко запоминаются человеком, но они гораздо проще для вскрытия. Использование длинных и бессмысленных паролей безусловно лучше с точки зрения криптостойкости, но человек обычно не может их запомнить и записывает на бумажке, которая потом либо теряется, либо попадает в руки злоумышленнику.

      В последние годы много внимания уделяется разрешению этого противоречия, но рекомендации по выбору хороших паролей выходят за рамки этой статьи.

      Именно из того, что неискушенные пользователи обычно выбирают либо короткие, либо осмысленные пароли, существуют два метода их вскрытия: атака полным перебором и атака по словарю .

      С связи с резким ростом вычислительных мощностей атаки полным перебором имеют гораздо больше шансов на успех, чем раньше (см. также » Малая длина ключа «). Если для системы UNIX функция crypt(), которая отвечает за хэширование паролей, была реализована так, что выполнялась почти 1 секунду на машину класса PDP, то за двадцать лет скорость ее вычисления увеличилась в 15000 раз (!). Поэтому если раньше хакеры (и разработчики, которые ограничили длину пароля 8 символами) и представить себе не могли полный перебор, то сегодня такая атака в среднем приведет к успеху за 80 дней 8 . Скорость перебора паролей для различных криптосистем приведена в табл. 1.

      RC5 — 56 бит
      Novell Netware 3.x
      MS Office 97
      UNIX — crypt()
      Табл. 1. Скорость полного перебора на компьютере класса Pentium/166.

      Однако вернемся на несколько лет назад, когда вычислительной мощности для полного перебора всех паролей не хватало. Тем не менее, хакерами был придуман остроумный метод, основанный на том, что качестве пароля человеком выбирается существующее слово или какая-либо информация о себе или своих знакомых (имя, дата рождения и т. п.). Ну, а поскольку в любом языке не более 100000 слов, то их перебор займет весьма небольшое время, и от 40 до 80% существующих паролей может быть угадано с помощью такой простой схемы, называемой «атакой по словарю». (Кстати, до 80% этих паролей может быть угадано с использованием словаря размером всего 1000 слов!). Даже вирус Морриса (в 1988 г.!) применял такой способ, тем более что в UNIX «под рукой» часто оказывается файл-словарь, обычно используемый программами-корректорами. Что же касается «собственных» паролей, то файл /etc/passwd может дать немало информации о пользователе: его входное имя, имя и фамилию, домашний каталог. Вирус Морриса с успехом пользовался следующими предположениями [3]:

      • в качестве пароля берется входное им пользователя;
      • пароль представляет собой двойной повтор имени пользователя;
      • то же, но прочитанное справа налево;
      • имя или фамилия пользователя;
      • то же, но в нижнем регистре.

      Пусть сегодня пользователи уже понимают, что выбирать такие пароли нельзя, но до тех пор, пока с компьютером работает человек 9 , эксперты по компьютерной безопасности не дождутся использования таких простых и радующих душу паролей, как 34jXs5U@bTa!6 . Поэтому даже искушенный пользователь хитрит и выбирает такие пароли, как hope1, user1997, pAsSwOrD, toor, roottoor, parol, gfhjkm, asxz . Видно, что все они, как правило, базируются на осмысленном слове и некотором простом правиле его преобразования: прибавить цифру, прибавить год, перевести через букву в другой регистр, записать слово наоборот, прибавить записанное наоборот слово, записать русское слово латинскими буквами, набрать русское слово на клавиатуре с латинской раскладкой, составить пароль из рядом расположенных на клавиатуре клавиш и т. п.

      Поэтому не надо удивляться, если такой «хитрый» пароль будет вскрыт хакерами — они не глупее самих пользователей, и уже вставили в свои программы те правила, по которым может идти преобразование слов. В самых продвинутых программах ( John The Ripper , Password Cracking Library ) эти правила могут быть программируемыми и задаваться с помощью специального языка самим хакером.

      Приведем пример эффективности такой стратегии перебора. Во многих книгах по безопасности предлагается выбирать в качестве надежного пароля два осмысленных слова, разделенных некоторым знаком, например «good!password» . Подсчитаем, за сколько времени в среднем будут сломаны такие пароли, если такое правило включено в набор программы-взломщика (пусть словарь 10000 слов, разделительными знаками могут быть 10 цифр и 32 знака препинания и специальных символа, машина класса Pentium со скоростью 15000 crypt/сек):=140 000 секунд или менее 1.5 дней!

      С момента начала написания этой статьи в 1996 году положение в применении средств криптографии в прикладных программах бесспорно меняется в лучшую сторону. Постепенно разработчики осознают необходимость применения зарекомендовавших себя алгоритмов, сдвигаются с мертвой точки позиции некоторых стран в вопросе экспорта криптоалгоритмов, разрабатываются новые алгоритмы и стандарты с большей длиной ключа и эффективностью для реализации на всех типах процессоров, от 8-битных до RISC.

      Тем не менее, остается огромная пропасть между уровнем стойкости и надежности существующего сейчас ПО, применяющего криптоалгоритмы, в котором до сих пор находятся «детские» дыры (последний пример — реализация PPTP от Microsoft [4]) и тем уровнем криптостойкости, который демонстрируют последние, независимо проанализированные ведущими криптоаналитиками алгоритмы и протоколы, где серьезной уязвимостью считается, например, та, что требует 2 65 блоков шифрованного текста и затем 2 58 перебора вариантов или одного открытого текста, зашифрованного 2 33 разными, но зависимыми друг от друга ключами и затем сложности анализа, равного 2 57 [5].

      Хочется надеяться, что будущие реализации и применение этих алгоритмов сохранят столь высокую степень их надежности.

      Можно выделить 4 основных группы причин ненадежности криптографических систем: применение нестойких алгоритмов, неправильная реализация или применение криптоалгоритмов, а также человеческий фактор. При этом видна четкая параллель между ними и причинами нарушения безопасности вычислительных систем.

      Из-за описанных причин имелись или имеются проблемы в безопасности у всех классов программных продуктов, использующие криптоалгоритмы, будь то операционные системы; криптопротоколы; клиенты и сервера, их поддерживающие; офисные программы; пользовательские утилиты шифрования; популярные архиваторы.

      Для того, чтобы грамотно реализовать собственную криптосистему, необходимо не только ознакомится с ошибками других и понять причины, по которым они произошли, но и, возможно, применять особые защитные приемы программирования и специализированные средства разработки.

      1 Под криптостойкостью здесь и далее будет пониматься количество вариантов для нахождения ключа перебором.

      2 Это было до недавнего времени. Сейчас — 56 бит.

      3 [ ] — целая часть (ближайшее целое снизу).

      4 ] [ — ближайшее целое сверху.

      5 Ясно, что и здесь и в примере выше получаются одни и те же числа, но за счет округления в разные стороны оказывается разница в 1 символ.

      6 что приблизительно соответствует 56 битам для симметричных алгоритмов.

      7 миллион инструкций в секунду в течении года.

      8 Используя специальные платы или распараллеливание, это время можно уменьшить на несколько порядков.

      1. Теория и практика обеспечения информационной безопасности. Под редакцией Зегжды П.Д. — М., Яхтсмен, 1996.

      3. Mark W. Eichin, Jon A. Rochils. With Microscope and Tweezers: An Analysis of the Internet virus of November 1988.

      5. Eli Biham, Lars R. Knudsen. Cryptanalysis of the ANSI X9.52 CBCM Mode. Proceedings of Eurocrypt’98 .

      Баpичев Сеpгей. Kpиптогpафия без секpетов.

      Bruce Schneier. Why Cryptography Is Harder Than It Looks

      Почему криптосистемы ненадежны п семьянов

      В этом разделе :

      8 Почему криптосистемы ненадежны? П. Семьянов
      В современном программном обеспечении (ПО) криптоалгоритмы широко применяются не только для задач шифрования данных, но и для аутентификации и проверки целостности.

      8 Слабые места криптографических систем. Б. Шнайер
      Четкий и последовательный анализ основных слабостей криптосистем и тех, кем они применяются ;-).

      8 Общее описание временной атаки
      При некоторых условиях весьма действенный метод вскрытия RSA, DSS и т.п.

      8 Атаки на RSA
      Безключевое чтение RSA, атака на подпись RSA в схеме с нотариусом, атака на подпись RSA по выбранному шт.

      8 Метод встречи в середине атаки
      Метод применяется для атаки на блочные шифры Обладает значительно меньшей трудоемкостью по сравнению с методом полного перебора.

      Иванов М.А. КМЗИ сети

      ча в криптосистемах, а вот устранять переполнение буфера или состязания при доступе к ресурсу в программных системах им нравится куда меньше. Криптография полезна тогда, когда оставшаяся часть системы также безопасна. Тем не менее правильная реализация криптографии важна и в системах, имеющих слабые стороны. Потому что атаки на криптосистемы проходят быстро и незаметно, позволяя взломщику возвращаться вновь и вновь . Криптография – это не панацея. Во многих случаях она обеспечивает не реальную безопасность, а только видимость безопасности – польза такая же, как от амулета, который носят на шее. Она может стать как частью решения, так и частью самой проблемы, ослабляя безопасность. Например, есть секретный файл – можно защитить файловую систему от неавторизованного доступа, а можно дополнительно зашифровать файл и защитить ключ. Некоторые программы сохраняют ключи на диске. В результате вместо одной «дыры» появляются две: возможны «старые» атаки только уже на ключевую информацию; возможны атаки на алгоритм шифрования [30]. Сложная система ОБИ может создать ложное впечатление полной безопасности. Излишнее усердие при разработке системы защиты может привести к новым проблемам, поскольку более изощренная система ОБИ повышает сложность системы в целом. Как следствие, более сложная система затрудняет анализ стойкости. Кроме того, в ней потенциально возможно большее количество ошибок реализации [30]. Итак, несмотря на успехи современной криптографии, задача построения надежной системы защиты комплексная, она значительно сложнее, чем кажется на первый взгляд. Надежная система защиты может быть построена только с учетом всех перечисленных факторов.

      Список использованных источников информации 1. Аршинов М.Н., Садовский Л.Е. Коды и математика (рассказы о кодировании). М.: Наука, 1983. 2. Блочные криптосистемы. Основные свойства и методы анализа стойкости / А.А. Варфоломеев, А.Е. Жуков, А.Б. Мельников, Д.Д. Устюжанин. М.: МИФИ, 1998. 3. Брассар Ж. Современная криптология: Пер. с англ. М.: ПОЛИМЕД, 1999. 4. Введение в криптографию / Под общ. ред. В.В. Ященко. М.: МЦНМО, «ЧеРо», 1998. 5. Винокуров А.Ю. ГОСТ не прост . , а очень прост! // Монитор, 1995, № 1, с. 60–73. 6. Винокуров А.Ю. Алгоритм шифрования ГОСТ 28147-89, его использование и реализация для компьютеров плат- формы Intel х86. 1997. http://www.ssl.stu.neva.ru/psw/crypto.html. 7. Винокуров А.Ю. Как устроен блочный шифр? 1995. http://www.ssl.stu.neva.ru/psw/crypto.html. 8. Винокуров А.Ю. Проблема аутетификации данных и блочные шифры. 1998. http://www.ssl.stu.neva.ru/psw/crypto.html. 9. Галатенко В.А. Основы информационной безопасности: учебное пособие. Под ред. В.Б. Бетелина. – 4-е изд. М.: Интернет-университет информационных технологий; БИНОМ. Лаборатория знаний, 2008. 10. Гарднер М. От мозаик Пенроуза к надежным шифрам: Пер. с англ. М.: Мир, 1993. 11. Герасименко В.А., Малюк А.А. Основы защиты информации. М.: МИФИ, 1997. 12. ГОСТ 28147-89. Система обработки информации. Защита криптографическая. Алгоритм криптографического преобразования. 13. ГОСТ Р 34.10 – 2001. Криптографическая защита информации. Процессы формирования и проверки электронной цифровой подписи. М.: Госстандарт России, 2001.

      14. Зензин О.С., Иванов М.А. Стандарт криптографической защиты AES. Конечные поля / Под ред. М.А. Иванова. Серия СКБ (специалисту по компьютерной безопасности). Кн. 1. М.: Кудиц-Образ, 2002. 15. Зиммерман Ф.Р. PGP: концепция безопасности и уязвимые места: Пер. с англ. // Компьютерра, 1997, № 48, с. 36–40, 42–51. 16. Иванов М.А., Чугунков И.В. Теория, применение и оценка качества генераторов псевдослучайных последовательностей. Серия СКБ (специалисту по компьютерной безопасности). Кн. 2. М.: Кудиц-Образ, 2003. 17. Коблиц Н. Курс теории чисел и криптографии. М.: ТВП, 2001. 18. Кнут Д. Искусство программирования, т. 2. Получисленные алгоритмы, 3-е изд.: Пер. с англ.: Учебное пособие. М.: ИД «Вильямс», 2000. 19. Корн Г., Корн Т. Справочник по математике для научных работников и инженеров: Пер. с англ. / под ред. И.Г. Арамановича. М.: Наука, 1973. 20. Макуильямс Ф.Дж., Слоан Н.Дж.А. Псевдослучайные последовательности и таблицы. // ТИИЭР, 1976, № 12, с. 80–95. 21. Мао В. Современная криптография: теория и практика: Пер. с англ. М.: ИД «Вильямс», 2005. 22. Мельников В.В. Защита информации в компьютерных системах. М.: Финансы и статистика; Электронинформ, 1997. 23. Можно ли взломать 512-разрядный RSA? ComputeReview, 22 сентября 1999 г., с. 14. 24. Поточные шифры / А.А. Асосков, М.А. Иванов, А.Н. Тютвин и др. Серия СКБ (специалисту по компьютерной безопасности). Кн. 3. М.: Кудиц-Образ, 2003. 25. Романец Ю.В., Тимофеев П.А., Шаньгин В.Ф. Защита информации в компьютерных системах и сетях / Под ред. В.Ф. Шаньгина. М.: Радио и связь, 1999. 26. Семьянов П.В. Почему криптосистемы ненадежны? // Проблемы информационной безопасности. Компьютерные системы. № 1, 1999, с. 70–82.

      27. Слоан Н.Дж.А. Коды, исправляющие ошибки и криптография. В кн.: Математический цветник/ Сост. и ред. Д.А. Кларнер; Пер. с англ. Данилова Ю.А.; Под ред. И.М. Яглома. М.: Мир, 1983. 28. Столингс В. Криптография и защита сетей: принципы и практика. 2-е изд.: Пер. с англ. М.: ИД «Вильямс», 2001. 29. Стохастические методы и средства защиты информации в компьютерных системах и сетях / М.А. Иванов, Д.М. Михайлов, И.В. Чугунков и др.; Под ред. И.Ю. Жукова. М.: Кудиц-Пресс, 2009. 30. Фергюсон Н., Шнайер Б. Практическая криптография: Пер. с англ. М.: ИД «Вильямс», 2005. 31. Шеннон К . Математическая теория связи. Работы по теории информации и кибернетике. М., 1963. 32. Шнайер Б. Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си. М.: Триумф, 2002. 33. A statistical test suite for random and pseudorandom number generators for cryptographic applications. NIST Special Publications 800-22. May 15, 2001. 34. Bajalcaliev K. Stream Cipher design postulates/SQ model. http://eon.pmf.ukim.edu.mk/~kbajalc 35. Certicom Research, Standards for efficient cryptography, SEC 1: Elliptic Curve Cryptography, Version 1.0, 2000. 36. Digital signature standard (DSS). FIPS 186-2. Federal information processing standards publication. U.S. department of commerce/National Institute of Standards and Technology. 2000. 37. Escott A., Sager J., Selkirk A., Tsapakidis D.. Attacking Elliptic Curve Cryptosystems Using the Parallel Pollard rho Method. CryptoBytes 2:2, 1999. 38. Gong G., Berson T., Stinson D. Elliptic Curve Pseudorandom Sequence Generators. University of Waterloo, Canada, 1998. http://www.anagram.com/berson/ecpsg99.pdf 39. Gong G., Lam C. Linear Recursive Sequences over Elliptic Curves. – Proceedings of Sequences and Their Applica- tions-SETA’01. DMTCS series. Berlin: Spring-Verlag, 2001, pp.182–196.

      40. Hallgren S. Linear Congruental Generators Over Elliptic Curves. Technical Report CS-94-143, Cornegie Mellon University, 1994. 41. Jelly A. Криптографический стандарт в новом тысячеле- тии. – BYTE, Россия, 6.06.1999. 42. Jurisic A, Menezes A. Elliptic Curves and Cryptography. – Dr. Dobb’s Journal, April 1997. 43. Koblitz N. Elliptic curve cryptosystems. Mathematics of Computation 48, 1987, pp. 203–209. 44. Marsaglia G. DIEHARD Statistical Tests. http://stat.fsu.edu/~geo/diehard.html. 45. Menezes A. Elliptic Curve Public Key Cryptosystem. Kluwer Academic Publishers, 1993. 46. Menezes A. Evaluation of Security Level of Cryptography: The Elliptic Curve Discrete Logarithm Problem (ECDLP). University of Waterloo. 2001. http://www.ipa.go.jp/security/enc/CRYPTREC/fy15/doc/ 1028_ecdlp.pdf 47. Miller V. Use of elliptic curves in cryptography. CRYPTO 85, 1985. 48. NESSIE: New europian schemes for signatures, integrity and encryption. http://www.cryptonessie.org 49. Schneier B. Why Cryptography Is Harder Than It Looks. http://www.schneier.com/essay-037.pdf 50. Sherif M.H. Protocols for Secure Electronic Commerce. CRC Press, 2000.

      Контрольно-измерительные материалы по курсу «Методы и средства защиты компьютерной информации» Примечание. На каждый вопрос может быть дано от одного до четырех правильных ответов. Необходимо найти все правильные ответы. Заключительная проверка 1. Укажите ложное утверждение: А. В качественной хеш-функции не должно быть коллизий. Б. В случае использования качественной хеш-функции минимальное изменение на ее входе должно приводить в среднем к изменению 50 % бит хеш-образа. В. В случае использования качественной хеш-функции любое изменение на ее входе должно приводить в среднем к изменению 50 % бит хеш-образа. Г. При использовании качественной хеш-функции задача нахождения коллизий вычислительно неразрешима. 2. Укажите, какие из перечисленных действий пользователя снижают защищенность системы: А. Использование секретных паролей в несекретных системах. Б. Формирование паролей по принципу удобства запоминания. В. Информирование администратора об утерянной или скомпрометированной ключевой информации. Г. Хранение паролей в зашифрованном виде. 3. Укажите ложные утверждения: А. Система обеспечения безопасности информации (ОБИ) надежна настолько, насколько надежно ее самое слабое звено.

      Б. Система ОБИ надежна настолько, насколько надежно ее самое сильное звено. В. Прочность любого звена системы ОБИ зависит от навыков противника и имеющихся у него ресурсов. Г. Укрепление любого звена системы ОБИ, кроме самого слабого, – пустая трата времени. 4. Укажите области предпочтительного использования режима блочного шифрования CBC: А. Шифрование ключевой информации симметричных блочных криптоалгоритмов. Б. Шифрование баз данных с произвольным доступом к отдельным записям. В. Формирование кода МАС. Г. Шифрование сообщений большой длины в асимметричных криптосистемах. 5. Укажите соображения, которые должны учитываться при определении времени жизни ключевой информации: А. Чем дольше используется ключ, тем больше вероятность его компрометации. Б. Чем дольше используется ключ, тем больший потенциальный ущерб может нанести его компрометация. В. Чем больший объем информации, зашифрованной на одном ключе, перехватывает противник, тем легче проводить атаку на ключ. Г. При длительном использовании ключа у противника появляется дополнительный стимул потратить на его вскрытие значительные ресурсы, так как выгода в случае успеха оправдает все затраты.

      6. Укажите области предпочтительного использования режима блочного шифрования ECB: А. Шифрование ключевой информации симметричных блочных криптоалгоритмов. Б. Шифрование баз данных с произвольным доступом к отдельным записям. В. Формирование кода МАС. Г. Шифрование сообщений большой длины в асимметричных криптосистемах. 7. Укажите утверждения, которые строго математически доказаны: А. Непредсказуемый влево генератор псевдослучайных чисел является криптографически сильным. Б. Непредсказуемый влево генератор псевдослучайных чисел существует тогда и только тогда, когда существуют односторонние функции. В. Сложность взлома криптосистемы RSA эквивалентна сложности разложения большого целого числа на простые сомножители. Г. Схема однократного использования является абсолютно стойкой. 8. Какие режимы симметричного блочного шифрования требуют наличия и функции зашифрования E AB , и функции расшиф- рования D AB ? А. ECB. Б. CBC. В. OFB. Г. CFB. Д. Counter Mode.

      9. Какие из перечисленных схем шифрования являются схемами гаммирования с обратной связью? А. AES в режиме CFB. Б. RC4. В. ECCS. Г. RSA. 10. Укажите решения, предполагающие использование генераторов псевдослучайных чисел для внесения неопределенности в результат работы криптоалгоритмов: А. Гаммирование. Б. Вероятностное шифрование. В. Технология OAEP. Г. Несепарабельные режимы симметричного шифрования. 11. Укажите особенности синхронного поточного шифрования: А. У противника, не знающего ключа, всегда есть возможность вносить предсказуемые изменения в зашифрованный текст. Б. При повторном использовании ключа противник получает возможность использовать для взлома шифра частотный анализ. В. Результат шифрования каждого элемента сообщения зависит от всех предшествующих элементов сообщения. Г. Если при передаче информации по каналу связи происходит «выпадение» или «вставка», на принимающей стороне происходит необратимая потеря информации.

      Тема «Симметричные криптосистемы» 1. Укажите криптоалгоритмы, в которых используется один фиксированный S -блок: А. DES. Б. RIJNDAEL. В. RC4. Г. ГОСТ 28147-89. 2. Укажите криптоалгоритмы, в которых в качестве ключевой информации используется таблица замен S -блока, изменяющаяся в процессе шифрования: А. DES. Б. RIJNDAEL. В. RC4. Г. ГОСТ 28147-89. 3. Укажите разрядность ключевой информации в криптоалгоритме ГОСТ 28147-89: А. 256 бит. Б. 768 бит. В. 56 бит. Г. Другое. 4. В совершенно секретных криптосистемах после анализа шифротекста противником: А. Апостериорные вероятности некоторых открытых текстов возрастают относительно их априорных вероятностей. Б. Апостериорные вероятности всех возможных открытых текстов не меняются относительно их априорных вероятностей.

Добавить комментарий

Ваш адрес email не будет опубликован. Обязательные поля помечены *