信息安全導(dǎo)論(4-2密碼基礎(chǔ)-對(duì)稱密碼).pptVIP

1,密碼基礎(chǔ)對(duì)稱密碼,信息安全導(dǎo)論（模塊4密碼基礎(chǔ)）,2,現(xiàn)代密碼學(xué),密碼體制的分類： 對(duì)稱、非對(duì)稱 分組、序列,3,分組密碼的設(shè)計(jì)原則,混亂：所設(shè)計(jì)的密碼應(yīng)使得密鑰、明文以及密文之間的依賴關(guān)系相當(dāng)復(fù)雜，以至于這種依賴性對(duì)密碼分析者來(lái)說(shuō)是無(wú)法利用的 擴(kuò)散：所設(shè)計(jì)的密碼應(yīng)使得密鑰的每一位數(shù)字影響密文的許多位數(shù)字，以防止對(duì)密鑰進(jìn)行逐段破譯，而且明文的每一位數(shù)字也應(yīng)影響密文的許多位數(shù)字，以便隱蔽明文數(shù)字統(tǒng)計(jì)特性,4,典型的分組密碼算法DES,DES的歷史 1971年，IBM，由Horst Feistel領(lǐng)導(dǎo)的密碼研究項(xiàng)目組研究出LUCIFER算法，并應(yīng)用于商業(yè)領(lǐng)域 1973年美國(guó)標(biāo)準(zhǔn)局征求標(biāo)準(zhǔn)，IBM提交結(jié)果，之后被選為數(shù)據(jù)加密標(biāo)準(zhǔn),5,分組密碼的例子DES,DES是1975年被美國(guó)聯(lián)邦政府確定為非敏感信息的加密標(biāo)準(zhǔn)，它利用64比特長(zhǎng)度的密鑰K來(lái)加密長(zhǎng)度為64比特的明文，得到64比特長(zhǎng)的密文 1997年，由于計(jì)算機(jī)技術(shù)迅速發(fā)展，DES的密鑰長(zhǎng)度已經(jīng)太短，NIST建議停止使用DES算法作為標(biāo)準(zhǔn). 目前，二重DES和三重DES仍然廣泛使用,5,6,DES算法的整體結(jié)構(gòu)Feistel結(jié)構(gòu) DES算法的輪函數(shù) DES算法的密鑰編排算法 DES的解密變換,7,DES算法的整體結(jié)構(gòu)Feistel結(jié)構(gòu),7,輸 入,I P,16輪迭代,I P-1,輸出,密 鑰 編 排,K1K16,8,DES算法的整體結(jié)構(gòu)Feistel結(jié)構(gòu),1. 給定明文，通過一個(gè)固定的初始置換IP來(lái)重排輸入明文塊P中的比特，得到比特串P0=IP(P)=L0R0，這里L(fēng)0和R0分別是P0的前32比特和后32比特,8,初始置換IP,9,DES算法的整體結(jié)構(gòu)Feistel結(jié)構(gòu),2. 按下述規(guī)則進(jìn)行16次迭代，即 1i16 這里 是對(duì)應(yīng)比特的模2加，f是一個(gè)函數(shù)（稱為輪函數(shù)）； 16個(gè)長(zhǎng)度為48比特的子密鑰Ki(1i16)是由密鑰k經(jīng)密鑰編排函數(shù)計(jì)算出來(lái)的.,Li-1,Ri-1,f,+,Li,Ri,ki,第16輪迭代左右兩塊不交換,10,DES算法的整體結(jié)構(gòu)Feistel結(jié)構(gòu),10,初始置換的逆置換IP,3.對(duì)比特串R16L16使用逆置換IP-1得到密文C，即C=IP-1 (R16L16)。,11,分組密碼的輪函數(shù),函數(shù)f以長(zhǎng)度為32比特串Ri-1作為第一輸入，以長(zhǎng)度為48比特串Ki作為第二個(gè)輸入，產(chǎn)生長(zhǎng)度為32比特的輸出：,11,12,分組密碼的輪函數(shù),13,分組密碼的輪函數(shù),E擴(kuò)展：Ri-1根據(jù)擴(kuò)展規(guī)則擴(kuò)展為48比特長(zhǎng)度的串；,14,E擴(kuò)展（32bit擴(kuò)展到48bit）,1,2,3,4,5,6,7,8,1,2,3,4,5,6,7,9,8,8,4,5,9,9,1,32,32,32,15,分組密碼的輪函數(shù),密鑰加：計(jì)算 ，并將結(jié)果寫成8個(gè)比特串，每個(gè)6比特，B=B1B2B3B4B5B6B7B8.,16,分組密碼的輪函數(shù),S盒代換：6入4出，查表 8個(gè)S盒S1S8. 每個(gè)S盒是一個(gè)固定的4*16階矩陣，其元素取015之間的整數(shù). 輸入6比特b1b2b3b4b5b6，輸出如下 1) b1b6兩個(gè)比特確定了S盒的行 2) b2b3b4b5四個(gè)比特確定了S盒的列 3) 行、列確定的值即為輸出,16,17,17,18,18,例如：輸入101100，行”10“2，列”0110“6 輸出2，即0010 例如：輸入111001，行”11“3，列”1100“12 輸出10，即1010,19,分組密碼的輪函數(shù),19,P置換：長(zhǎng)度為32比特串C=C1C2C3C4C5C6C7C8, 根據(jù)固定置換P(*)進(jìn)行置換，得到比特串P(C).,20,DES算法的密鑰編排算法,根據(jù)密鑰K來(lái)獲得每輪中所使用的子密鑰Ki,20,K,PC-1,C0,D0,C1,D1,C16,D16,LS1,LS1,LS2,LS16,LS2,LS16,PC-2,PC-2,K1,K16,64,28,28,56,48,21,DES算法的密鑰編排算法,1. 給定64比特密鑰K，根據(jù)固定的置換PC-1來(lái)處理K得到C0D0，其中C0和D0分別由最前和最后28比特組成,22,DES算法的密鑰編排算法,2. 計(jì)算Ci=LSi(Ci-1)和Di=LSi(Di-1)， 且Ki=PC-2(CiDi)，LSi表示循環(huán)左移兩個(gè)或一個(gè)位置，具體地，如果i=1,2,9,16就移一個(gè)位置，否則就移兩個(gè)位置 PC-2是另一個(gè)固定的置換.,23,DES算法的密鑰編排算法,24,DES的解密變換,DES的解密與加密一樣使用相同的算法，它以密文y作為輸入，但以相反的順序使用密鑰編排K16,K15,K1, 輸出的是明文x,25,DES加密的例子,設(shè)16進(jìn)制明文X為：0123456789ABCDEF 密鑰K為：133457799BBCDFF1 去掉奇偶校驗(yàn)位后，以二進(jìn)制表示的K 加密后的密文為：,26,DES的核心是S盒，除此之外的計(jì)算是線性的 S盒作為該密碼體制的非線性組件對(duì)安全性至關(guān)重要。 S盒的設(shè)計(jì)準(zhǔn)則： S盒不是它輸入變量的線性函數(shù) 改變S盒的一個(gè)輸入位至少要引起兩位的輸出改變 對(duì)任何一個(gè)S盒，如果固定一個(gè)輸入比特，其它輸入變化時(shí)，輸出數(shù)字中0和1的總數(shù)近于相等。,27,分組密碼的分析方法,如果密碼分析者能夠確定正在使用的密鑰，則他就可以像合法用戶一樣閱讀所有消息，則稱該密碼是完全可破譯的 如果密碼分析者僅能從所竊獲的密文恢復(fù)明文，卻不能發(fā)現(xiàn)密鑰，則稱該密碼是部分可破譯的,28,DES的破解,DES的實(shí)際密鑰長(zhǎng)度為56-bit，就目前計(jì)算機(jī)的計(jì)算能力而言，DES不能抵抗對(duì)密鑰的窮舉搜索攻擊。 1997年1月28日，RSA數(shù)據(jù)安全公司在RSA安全年會(huì)上懸賞10000美金破解DES，克羅拉多州的程序員Verser在Inrernet上數(shù)萬(wàn)名志愿者的協(xié)作下用96天的時(shí)間找到了密鑰長(zhǎng)度為40-bit和48-bit的DES密鑰。 1998年7月電子邊境基金會(huì)（EFF）使用一臺(tái)價(jià)值25萬(wàn)美元的計(jì)算機(jī)在56小時(shí)之內(nèi)破譯了56-bit的DES。 1999年1月電子邊境基金會(huì)（EFF）通過互聯(lián)網(wǎng)上的10萬(wàn)臺(tái)計(jì)算機(jī)合作，僅用22小時(shí)15分就破解了56-bit的ES。 不過這些破譯的前提是，破譯者能識(shí)別出破譯的結(jié)果確實(shí)是明文，也即破譯的結(jié)果必須容易辯認(rèn)。如果明文加密之前經(jīng)過壓縮等處理，辯認(rèn)工作就比較困難。,29,DES算法的公開性與脆弱性,DES的兩個(gè)主要弱點(diǎn)： 密鑰容量：56位不太可能提供足夠的安全性 S盒：可能隱含有陷井（Hidden trapdoors） DES的半公開性：S盒的設(shè)計(jì)原理至今未公布,30,DES小結(jié),充分混亂：密鑰、明文以及密文之間的依賴關(guān)系相當(dāng)復(fù)雜 充分?jǐn)U散：密鑰的每一位數(shù)字影響密文的許多位數(shù)字，明文的每一位數(shù)字也應(yīng)影響密文的許多位數(shù)字,31,密碼分析的幾種情況,根據(jù)攻擊者掌握的信息，密碼分析分為 僅知密文攻擊：攻擊者除了所截獲的密文外，沒有其他可以利用的信息 已知明文攻擊：攻擊者僅知道當(dāng)前密鑰下的一些明密文對(duì) 選擇明文攻擊：攻擊者能獲得當(dāng)前密鑰下的一些特定的明文所對(duì)應(yīng)的密文 選擇密文攻擊：攻擊者能獲得當(dāng)前密鑰下的一些特定的密文所對(duì)應(yīng)的明文,32,分組密碼 序列密碼（流密碼）,33,流密碼（序列密碼）,分組密碼 將待加密的明文分為若干個(gè)字符一組，逐組進(jìn)行加密 流密碼 將待加密的明文分成連續(xù)的字符或比特，然后用相應(yīng)的密鑰流對(duì)其進(jìn)行加密 密鑰流由種子密鑰通過密鑰流生成器產(chǎn)生,34,流密碼基本原理,通過隨機(jī)數(shù)發(fā)生器產(chǎn)生性能優(yōu)良的偽隨機(jī)序列（密鑰流），使用該序列加密信息流（逐比特加密），得到密文序列,種子密鑰K,隨機(jī)數(shù)發(fā)生器,加密變換,密鑰流Ki,明文流mi,密文流Ci,35,按照加解密的工作方式，流密碼分為同步流密碼和自同步流密碼,36,同步流密碼 密鑰流的產(chǎn)生完全獨(dú)立于消息流（明文流或者密文流） 特點(diǎn)：無(wú)錯(cuò)誤擴(kuò)散。如果傳輸過程產(chǎn)生一位錯(cuò)誤，只影響當(dāng)前位的解密結(jié)果，不影響后續(xù)位 自同步流密碼,37,同步流密碼,：密鑰流生成器的內(nèi)部狀態(tài),F：狀態(tài)轉(zhuǎn)移函數(shù) G：密鑰流產(chǎn)生函數(shù),38,同步流密碼 自同步流密碼 每一個(gè)密鑰字符是由前面n個(gè)密文字符參與運(yùn)算得到的 特點(diǎn)：有錯(cuò)誤擴(kuò)散。如果傳輸過程中產(chǎn)生1位錯(cuò)誤，則錯(cuò)誤會(huì)傳播n個(gè)字符。 收到n個(gè)正確的密文字符后，密碼系統(tǒng)會(huì)實(shí)現(xiàn)重新同步,39,自同步流密碼,：密鑰流生成器的內(nèi)部狀態(tài),F：狀態(tài)轉(zhuǎn)移函數(shù) G：密鑰流產(chǎn)生函數(shù),40,二元加法流密碼,目前使用最多的流密碼 明文m、密文c、密鑰k都為0，1序列，運(yùn)算為模2加（異或） 加密： 解密：,41,二元加法流密碼,符號(hào)描述與示例 加密操作： 密鑰流：k1,k2,k3, 明文流：m1,m2,m3, 密文流：c1,c2,c3,解密操作： 密鑰流：k1,k2,k3, 密文流：c1,c2,c3, 明文流：m1,m2,m3,例電報(bào)內(nèi)容“專列下午2點(diǎn)到達(dá)。”的加密過程如下： 密鑰流：78,35,02,E4,B2 明文流：D7,A8,C1,D0,CF,C2,CE,E7,32,B5,E3,B5,BD,B4,EF,A1,A3 密文流：AF,9D,C3,34,7D,42,二元加法流密碼算法的安全強(qiáng)度完全取決于密鑰流的特性 如果密鑰流是無(wú)限長(zhǎng)、無(wú)周期的完全隨機(jī)的序列，則這種密碼就是“一次一密”的密碼體制。仙農(nóng)曾證明它是不可破譯的 但實(shí)際應(yīng)用中，密鑰流都是由有限存儲(chǔ)和有限復(fù)雜的邏輯電路產(chǎn)生的字符序列，因此是有周期性的，不是真正的隨機(jī)序列 要設(shè)計(jì)周期盡可能長(zhǎng)、隨機(jī)性盡可能好的，近似真正的隨機(jī)序列，做密鑰流,43,Golomb隨機(jī)性假設(shè),在序列的一個(gè)周期內(nèi)，0與1的個(gè)數(shù)相差至多為1 在序列的一個(gè)周期圈內(nèi)，長(zhǎng)為1的游程數(shù)占總游程數(shù)的1/2，長(zhǎng)為2的游程數(shù)占總游程數(shù)的 ，長(zhǎng)為i的游程數(shù)占總游程數(shù)的 且在等長(zhǎng)的游程中，0，1游程各占一半 序列的異相自相關(guān)函數(shù)為一個(gè)常數(shù),44,第一個(gè)條件說(shuō)明，01序列中0和1出現(xiàn)的概率“基本”相同 第