Протоколом открытого распределения ключей называется протокол , который позволяет двум или более участникам выработать общую секретную информацию (общий секретный ключ) путём обмена сообщениями по открытым для прослушивания каналам. Протокол должен исключать возможность получения информации о ключе посторонними, а также любым участником до завершения им действий, предусмотренных протоколом.
Contents |
Постановка задачи защиты информации
Протоколы открытого распределения ключей появились в связи с необходимостью реализовать обмен ключами без использования защищённого канала связи . Два или более участников в результате выполнения действий, предписанных протоколом, получают одинаковые ключи, которые затем используются в схемах симметричного шифрования. Первые исследования в этой области были выполнены Уитфилдом Диффи (Whitfield Diffie) и Мартином Хеллманом (Martin Hellman), которые в 70-х годах XX века опубликовали свой протокол открытого распределения ключей. Это была первая криптосистема, которая позволяла защищать информацию без использования секретных ключей, передаваемых по защищенным каналам.
Схема открытого распределения ключей, предложенная Уитфилдом Диффи и Мартином Хеллманом, произвела настоящую революцию в мире шифрования , так как снимала основную проблему классической криптографии – проблему распределения ключей. В той же статье вводились и основы асимметричной криптографии .
Ключ, выработанный с использованием подобного протокола, действителен только в течение одного сеанса связи или даже части такого сеанса. Соответственно, открытое распределение шифровальных ключей позволяет любой паре пользователей системы самостоятельно выработать свой общий шифровальный ключ, упрощая тем самым процедуру распределения секретных шифровальных ключей. Однако, при этом отсутствие у корреспондентов перед сеансом связи заблаговременно распределенного общего ключа шифрования не даст им возможности убедиться в подлинности друг друга с помощью обмена сообщениями по открытому каналу. Соответственно, возможны атаки типа "человек посередине".
Частая смена ключей симметричных криптосхем необходима для обеспечения достаточного уровня стойкости к криптоанализу, так как при наличии у противника большого количества шифрматериала, зашифрованного на одном ключе, его задача облегчается. Открытое распределение ключей позволяет менять ключи с нужной частотой, так как не требуется использование защищённого канала связи и нет связанных с этим затрат.
Теоретические основы решения задачи
Принципиально протоколы открытого распределения ключей основываются на использовании однонаправленных функций . Противник, перехватывая сообщения, передаваемые участниками протокола друг другу, не может на их основании вычислить секретные ключи и получить затем выработанный участниками общий секретный ключ.
Общая схема протокола выглядит следующим образом:
Предварительный этап
- получить p – большое простое число;
- получить полное разложение числа (p –1) на множители;
- вычислить первообразный корень r по модулю p (r mod p).
Составное число раскладывается на простые множители (на простые числа или их положительные целые степени, возможно нулевые), где p i – простые числа; b i – степени простых чисел.
Для вычисления первообразного корня необходимо, чтобы для любого числа из интервала 
выполнялось условие 
. При выполнении этого условия любое число
можно представить в виде 
, где x - некоторое положительное целое число из интервала . Пара чисел (p,r) используется в качестве открытого ключа .
Рабочий этап
Пусть и - два абонента, которым необходимо получить общий секретный ключ . Тогда:
1. генерирует элемент 
, вычисляет 
и отправляет результат
2. генерирует элемент 
, вычисляет 
и отправляет результат
3. вычисляет значение
4. вычисляет значение
После получения значения и необходимо уничтожить.
В результате выполнения протокола каждый из абонентов и получает общий ключ , который может быть использован в симметричных системах шифрования. При этом, противник, которому известен открытый ключ (p,r) не сможет вычислить значение . При перехвате чисел и противник так же не сможет получить значение .
Основные криптографические конструкции и их стойкость
Протокол открытого распределения ключей Диффи-Хеллмана
Этот протокол был предложен в 1976 году и является первым протоколом такого класса. Также его можно назвать одним из самых известных протоколов открытого распределения ключей.
Протокол Диффи-Хеллмана не обеспечивает ни аутентификацию , ни подтверждение ключа, ни аутентификацию участников протокола. Активный противник может построить атаку на протокол методом включения в канал (атака "Человек посередине").
При работе с этим алгоритмом необходимо иметь гарантию того, что пользователь А получил открытый ключ именно от пользователя В, и наоборот. Эта проблема решается с помощью электронной подписи , которой подписываются сообщения об открытом ключе.
Преимущество метода Диффи-Хеллмана по сравнению с методом RSA заключается в том, что формирование общего секретного ключа происходит в сотни раз быстрее. В системе RSA генерация новых секретных и открытых ключей основана на генерации новых простых чисел, что занимает много времени.
Cхема Эль-Гамаля
Эта криптосистема была предложена в 1985 году. Эль-Гамаль предложил эту схему на основе возведения в степень по модулю большого простого числа. Он усовершенствовал систему Диффи-Хеллмана и получил два алгоритма, которые использовались для шифрования и для обеспечения аутентификации.
Практические применения криптографических конструкций, особенности их реализации
Первое практическое применение криптосистем с открытым ключом – организация обмена ключами между удаленными пользователями через открытые каналы связи
IKE (Internet Key Exchange)
IKE - стандартный протокол IPsec, используемый для обеспечения безопасности взаимодействия в виртуальных частных сетях. Протокол IKE позволяет согласовывать алгоритмы и математические структуры для процедуры обмена ключами Диффи-Хеллмана, а также процессов аутентификации.
IPsec (IP Security) - набор протоколов для обеспечения защиты данных, передаваемых по межсетевому протоколу IP. Позволяет осуществлять подтверждение подлинности (аутентификацию), проверку целостности и/или шифрование IP-пакетов. IPsec также включает в себя протоколы для защищённого обмена ключами Диффи-Хеллмана в сети Интернет.
Протоколы IKE решают три задачи:
Осуществляют аутентификацию взаимодействующих сторон, согласовывают алгоритмы шифрования и характеристики ключей, которые будут использоваться в защищенном сеансе обмена информацией;
Управляют параметрами соединения и защитой от некоторых типов атак, контролируют выполнение всех достигнутых соглашений;
Обеспечивают создание, управление ключевой информации соединения, непосредственный обмен ключами (в том числе возможность их частой смены).
PGP (Pretty Good Privacy)
PGP - популярная программа для шифрования, дешифрования и цифровой подписи сообщений электронной почты, файлов и другой информации, представленной в электронном виде. Она работает по принципу несимметричного шифрования, позволяющего обмениваться открытыми ключами через небезопасные каналы связи. Закрытые ключи не передаются, поэтому программа организована так, что все команды отправки и обмена ключей оперируют только открытыми ключами.
После того как открытые ключи были распределены и стали доступными, становится реальной организация защищенной связи, не допускающей возможность перехвата или искажения сообщений, или того и другого вместе. Однако некоторые пользователи предпочтут использовать шифрование с открытым ключом только в исключительных случаях из-за того, что в условиях применения этого шифрования скорость передачи данных оказывается относительно медленной. Поэтому шифрование с открытым ключом приходится рассматривать скорее как средство распределения секретных ключей, используемых для традиционного шифрования.
ПРОСТОЕ РАСПРЕДЕЛЕНИЕ СЕКРЕТНЫХ КЛЮЧЕЙ
Исключительно простая схема представлена на рис. 11.4.
Если инициатор А намерен обменяться данными с пользователем В, для этого предполагается следующая процедура.
Рис. 11.4.
- 1. Сторона А генерирует пару открытый / личный ключи {KU a , KR a } и передает стороне В сообщение, содержащее KU a и идентификатор IDa отправителя А.
- 2. Получатель В генерирует секретный ключ К у и передает этот ключ инициатору сообщения А зашифрованным с помощью открытого ключа KU a инициатора А.
- 3. Пользователь А вычисляет D|a^], чтобы восстановить секретный ключ. Поскольку только пользователь А может дешифровать это сообщение, только участники обмена данными А и В будут знать значение K s .
- 4. Участник А выбрасывает ключ KR a , а участник В выбрасывает ключ KU a .
Теперь обе стороны, А и В, могут использовать связь, защищенную традиционным шифрованием с сеансовым ключом K s . Несмотря на простоту, этот протокол весьма привлекателен. Никаких ключей не существует перед началом связи и никаких ключей не остается после завершения связи. Поэтому риск компрометации ключей минимален. В то же время связь оказывается защищенной от подслушивания.
Этот протокол уязвим в отношении активных атак. Если противник Е имеет возможность внедрения в канал связи, то он может скомпрометировать связь, без того чтобы быть обнаруженным, следующим образом.
- 5. Участник А генерирует пару открытый / личный ключи {KU a , KR„} и передает стороне В сообщение, содержащее KU a и идентификатор Ш А отправителя А.
- 6. Противник Е перехватывает сообщение, создает собственную пару открытый / личный ключи {KU e , KR,} и передает адресату В сообщение, содержащее KU e ||Ш А.
- 7. В генерирует секретный ключ K v и передает ЕкиЛК,].
- 8. Противник Е перехватывает это сообщение и узнает K v , вычисляя D KRe ].
- 9. Противник Е передает участнику А сообщение Екиа[Ку|-
В результате оба участника, А и В, будут знать К 4 , но не будут подозревать, что К л также известен противнику Е. Поэтому стороны А и В могут начать обмен сообщениями, используя K s . Противник Е больше не будет активно вмешиваться в канал связи, а просто будет перехватывать сообщения. Зная K s , он сможет дешифровать любое сообщение, а участники А и В даже не будут подозревать о существовании проблемы. Таким образом, этот простой протокол оказывается полезным только в случае, когда единственной возможной угрозой является пассивный перехват сообщений.
Одной из самых сложных задач управления ключами, возни-кающих в криптографии, является формирование общих секретных ключей участников криптосистем. В этом разделе мы кратко позна-комимся с основными способами решения этой задачи, отметим их достоинства, недостатки, сферы возможного применения.
2.2.1. Основные понятия и определения
Протокол распределения ключей (key establishment protocol) - это криптографический протокол, в процессе выполнения которого общий секрет становится доступен двум или более сторонам для по-следующего использования в криптографических целях.
Протоколы распределения ключей подразделяются на два класса: протоколы транспортировки ключей и обмена ключами.
Протоколы транспортировки ключей (key transport) - это про-токолы распределения ключей, в которых один участник создает или другим образом приобретает секрет и безопасным образом передает его другим участникам.
Протоколы обмена ключами (key agreement, key exchange) - это протоколы распределения ключей, в которых общий секрет выраба- тывается двумя или более участниками как функция от информации, вносимой каждым из них (или ассоциированной с ними) таким образом, что (в идеале) никакая другая сторона не может предопределить их общий секрет.
Выделяют две дополнительные формы протоколов распределения ключей. Говорят, что протокол осуществляет обновление ключей (key update), если в протоколе вырабатывается совершенно новый ключ, не зависящий от ключей, выработанных в прошлых сеансах выполнения протокола. Протокол выполняет выработку производ-ных ключей (key derivationJ, если новый ключ «выводится» из уже существующих у участников криптосистемы.
Протоколы распределения ключей можно классифицировать и по другому признаку.
Протоколы с предраспределенньши ключами (key pre-distribu-tion) - протоколы распределения ключей, в которых результирующие ключи полностью определены априори начальным ключевым материалом. К особому виду таких протоколов можно отнести схемы разделения секрета.
Протоколы динамического распределения ключей (dynamic key establishment) - протоколы распределения ключей, в которых ключи, вырабатываемые фиксированной парой (или группой) участников различны в разных сеансах протокола. Этот процесс называют также распределением сеансовых ключей.
Протоколы распределения ключей можно также классифицировать по признаку использования в них симметричных либо асиммет-ричных криптосхем.
Классификация рассматриваемых далее протоколов распределения ключей по перечисленным выше признакам показана в табл. 2.1.
Таблица 2.1. Классификация протоколов распределения ключей
Классы протоколов Протоколы распределения ключей
Транспортировка ключей Обмен ключами
Протоколы, основанные на симметричных криптосхемах Needham - Schroeder, Otway - Rees, Kerbe- ros, трехэтапный протокол Шамира Шарады Меркле Схема Бпома Схемы разде-ления секрета
Классы протоколов Протоколы распределения ключей
Транспортировка ключей Обмен ключами
Протоколы, основанные на асимметричных крип- тосхемах Needham - Schroeder, Х.509, Beller-Yacobi, SSL Diffie- Hellman, ElGamal, MTl, STS, Gunther Схемы разде-ления секрета
Динамическое распределение ключей Протоколы с предраспределен- ными ключами
Протоколы распределения ключей могут строиться как без участия «третьей стороны», так и с ее участием. Доверенная «третья сторона» может выполнять различные функции: сервер аутентификации, центр распределения ключей, центр трансляции ключей, удо-стоверяющий центр и др.
Распределение ключей – самый ответственный процесс в управлении ключами. К нему предъявляются следующие требования:
· оперативность и точность распределения;
· скрытность распределяемых ключей.
Распределение ключей между пользователями компьютерной сети реализуется двумя способами:
1) использованием одного или нескольких центров распределения ключей;
2) прямым обменом сеансовыми ключами между пользователями сети.
Недостаток первого подхода состоит в том, что центру распределения ключей известно, кому и какие ключи распределены, и это позволяет читать все сообщения, передаваемые по сети. Возможные злоупотребления существенно влияют на защиту. При втором подходе проблема состоит в том, чтобы надежно удостоверить подлинность субъектов сети.
В обоих случаях должна быть обеспечена подлинность сеанса связи. Это можно осуществить, используя механизм запроса-ответа или механизм отметки времени.
Механизм запроса-ответа заключается в следующем. Пользователь А включает в посылаемое сообщение (запрос) для пользователя В непредсказуемый элемент (например, случайное число). При ответе пользователь В должен выполнить некоторую операцию с этим элементом (например, добавить единицу), что невозможно осуществить заранее, поскольку неизвестно, какое случайное число придет в запросе. После получения результата действий пользователя В (ответ) пользователь А может быть уверен, что сеанс является подлинным.
Механизм отметки времени предполагает фиксацию времени для каждого сообщения. Это позволяет каждому субъекту сети определить, насколько старо пришедшее сообщение, и отвергнуть его, если появится сомнение в его подлинности. При использовании отметок времени необходимо установить допустимый временной интервал задержки.
В обоих случаях для защиты элемента контроля используют шифрование, чтобы быть уверенным, что ответ отправлен не злоумышленником и не изменен штемпель отметки времени.
Задача распределения ключей сводится к построению протокола распределения ключей, обеспечивающего:
· взаимное подтверждение подлинности участников сеанса;
· подтверждение достоверности сеанса механизмом запроса-ответа или отметки времени;
· использование минимального числа сообщений при обмене ключами;
· возможность исключения злоупотреблений со стороны центра распределения ключей (вплоть до отказа от него).
В основу решения задачи распределения ключей целесообразно положить принцип отделения процедуры подтверждения подлинности партнеров от процедуры собственно распределения ключей. Цель такого подхода состоит в создании метода, при котором после установления подлинности участники сами формируют сеансовый ключ без участия центра распределения ключей с тем, чтобы распределитель ключей не имел возможности выявить содержание сообщений.
Распределение ключей с участием центра распределения ключей. При распределении ключей между участниками предстоящего информационного обмена должна быть гарантирована подлинность сеанса связи. Для взаимной проверки подлинности партнеров приемлема модель рукопожатия . В этом случае ни один из участников не будет получать никакой секретной информации во время процедуры установления подлинности.
Взаимное установление подлинности гарантирует вызов нужного субъекта с высокой степенью уверенности, что связь установлена с требуемым адресатом и никаких попыток подмены не было. Реальная процедура организации соединения между участниками информационного обмена включает как этап распределения, так и этап подтверждения подлинности партнеров.
При включении в процесс распределения ключей центра распределения ключей (ЦРК) осуществляется его взаимодействие с одним или обоими участниками сеанса с целью распределения секретных или открытых ключей, предназначенных для использования в последующих сеансах связи.
Следующий этап – подтверждение подлинности участников – содержит обмен удостоверяющими сообщениями, чтобы иметь возможность выявить любую подмену или повтор одного из предыдущих вызовов.
Рассмотрим протоколы для симметричных криптосистем с секретными ключами и для асимметричных криптосистем с открытыми ключами. Вызывающий (исходный объект) обозначается через А, а вызываемый (объект назначения) – через В. Участники сеанса А и В имеют уникальные идентификаторы Id A и Id B соответственно.
5.6.4. Протокол аутентификации и распределения
ключей для симметричных криптосистем
Рассмотрим в качестве примера протокол аутентификации и распределения ключей Kerberos (по-русски – Цербер). Протокол Kerberos спроектирован для работы в сетях TCP/IP и предполагает участие в аутентификации и распределении ключей третьей доверенной стороны. Kerberos обеспечивает надежную аутентификацию в сети, разрешая законному пользователю доступ к различным машинам в сети. Протокол Kerberos основывается на симметричных шифрах (реализован алгоритм DES, хотя возможно применение и других симметричных криптоалгоритмов). Kerberos вырабатывает отдельный секретный ключ для каждого субъекта сети, и знание такого секретного ключа равносильно доказательству подлинности субъекта сети.
Основной протокол Kerberos является вариантом протокола аутентификации и распределения ключей Нидхема-Шредера. В версии 5 основного протокола Kerberos участвуют две взаимодействующие стороны А и В и доверенный сервер KS (Kerberos Server). Стороны А и В, каждая по отдельности, разделяют свой секретный ключ с сервером KS. Доверенный сервер KS выполняет роль центра распределения ключей ЦРК.
Пусть сторона А хочет получить сеансовый ключ для информационного обмена со стороной В.
Сторона А инициирует фазу распределения ключей, посылая по сети серверу KS идентификаторы Id A и Id B:
(1) A ® KS: Id A, Id B.
Сервер KS генерирует сообщение с временной отметкой Т, сроком действия L, случайным сеансовым ключом К и идентификатором Id A . Он шифрует это сообщение секретным ключом, который разделяет со стороной В.
Затем сервер KS берет временную отметку Т, срок действия L, сеансовый ключ К, идентификатор Id B стороны В и шифрует все это секретным ключом, который разделяет со стороной А. Оба эти зашифрованные сообщения он отправляет стороне А:
(2) KS ® A: E A (T, L, K, Id B), E B (T, L, K, Id A).
Сторона А расшифровывает первое сообщение своим секретным ключом, проверяет отметку времени Т, чтобы убедиться, что это сообщение не является повторением предыдущей процедуры распределения ключей.
Затем сторона А генерирует сообщение со своим идентификатором Id A и отметкой времени Т, шифрует его сеансовым ключом К и отправляет стороне В. Кроме того, А отправляет для В сообщение от KS, зашифрованное ключом стороны В:
(3) A ® B: E K (Id A, T), E B (T, L, K, Id A).
Только сторона В может расшифровать сообщения (3). Сторона В получает отметку времени Т, срок действия L, сеансовый ключ К и идентификатор Id A . Затем сторона В расшифровывает сеансовым ключом К вторую часть сообщения (3). Совпадение значений Т и Id A в двух частях сообщения подтверждают подлинность А по отношению к В.
Для взаимного подтверждения подлинности сторона В создает сообщение, состоящее из отметки времени Т плюс 1, шифрует его ключом К и отправляет стороне A:
(4) B ® A: E K (T+1).
Если после расшифрования сообщения (4) сторона А получает ожидаемый результат, она знает, что на другом конце линии связи находится действительно В.
Этот протокол успешно работает при условии, что часы каждого участника синхронизированы с часами сервера KS. Следует отметить, что в этом протоколе необходим обмен с KS для получения сеансового ключа каждый раз, когда А желает установить связь с В. Протокол обеспечивает надежное соединение объектов А и В при условии, что ни один из ключей не скомпрометирован и сервер KS защищен.
Система Kerberos обеспечивает защиту сети от несанкционированного доступа, базируясь исключительно на программных решениях, и предполагает многократное шифрование передаваемой по сети управляющей информации.
Система Kerberos имеет структуру типа клиент-сервер и состоит из клиентских частей С, установленных на все машины сети (рабочие станции пользователей и серверы), и Kerberos-сервера KS, располагающегося на каком-либо (не обязательно выделенном) компьютере.
Kerberos-сервер, в свою очередь, можно разделить на две части: сервер идентификации AS (Authentication Server) и сервер выдачи разрешений TGS (Ticket Granting Server). Информационными ресурсами, необходимыми клиентам С, управляет сервер информационных ресурсов RS (см. следующий рис.).
Область действия системы Kerberos распространяется на тот участок сети, все пользователи которого зарегистрированы под своими именами и паролями в базе данных Kerberos-сервера.
Рис. 41. Схема и шаги протокола Kerberos.
Обозначения:
KS – сервер системы Kerberos;
AS – сервер идентификации;
TGS – сервер выдачи разрешений;
RS – сервер информационных ресурсов;
C – клиент системы Kerberos;
1: C ® AS: –- запрос разрешить обратиться к TGS;
2: AS ® C: – разрешение обратиться к TGS;
3: C ® TGS: – запрос на допуск к RS;
4: TGS ® C: – разрешение на допуск к RS;
5: C ® RS: – запрос на получение информационного ресурса от RS;
6: RS ® C: – подтверждение подлинности сервера RS и предоставление
информационного ресурса.
Укрупненно процесс идентификации и аутентификации пользователя в системе Kerberos можно списать следующим образом. Пользователь (клиент) С, желая получить доступ к ресурсу сети, направляет запрос серверу идентификации AS. Последний идентифицирует пользователя с помощью его имени и пароля и выдает разрешение на доступ к серверу выдачи разрешений TGS, который в свою очередь, по запросу клиента С разрешает использование необходимых ресурсов сети с помощью целевого сервера информационных ресурсов RS.
Данная модель взаимодействия клиента с серверами может функционировать только при условии обеспечения конфиденциальности и целостности передаваемой управляющей информации. Без строгого обеспечения информационной безопасности клиент не может отправлять серверам AS, TGS и RS свои запросы и получать разрешения на доступ к обслуживанию в сети. Чтобы избежать возможности перехвата и несанкционированного использования информации, Kerberos применяет при передаче любой управляющей информации в сети сложную систему многократного шифрования с использованием комплекса секретных ключей (секретный ключ клиента, секретный ключ сервера, секретные сеансовые ключи, клиент-сервер).
5.6.5. Протокол для асимметричных криптосистем
с использованием сертификатов открытых ключей
В этом протоколе используется идея сертификатов открытых ключей.
Сертификатом открытого ключа С называется сообщение центра распределения ключей (ЦРК), удостоверяющее целостность некоторого открытого ключа объекта. Например, сертификат открытого ключа для пользователя А, обозначаемый С А, содержит отметку времени Т, идентификатор Id А и открытый ключ К А, зашифрованные секретным ключом ЦРК k ЦРК, т.е.
С А = (Т, Id А, К А).
Отметка времени Т используется для подтверждения актуальности сертификата и тем самым предотвращает повторы прежних сертификатов, которые содержат открытые ключи и для которых соответствующие секретные ключи несостоятельны.
Секретный ключ k ЦРК известен только менеджеру ЦРК. Открытый ключ К ЦРК известен участникам А и В. ЦРК поддерживает таблицу открытых ключей всех объектов сети, которые он обслуживает.
Вызывающий объект А инициирует стадию установления ключа, запрашивая у ЦРК сертификат своего открытого ключа и открытого ключа участника В:
(1) А ® ЦРК: Id A , Id B , ´Вышлите сертификаты ключей А и В´. Здесь Id A и Id B – уникальные идентификаторы соответственно участников А и В.
Менеджер ЦРК отвечает сообщением
(2) ЦРК ® А: (Т, Id A , К А), (Т, Id B , К В).
Участник А, используя открытый ключ ЦРК К ЦРК, расшифровывает ответ ЦРК, проверяет оба сертификата. Идентификатор Id B убеждает А, что личность вызываемого участника правильно зафиксирована в ЦРК и К В – действительно открытый ключ участника В, поскольку оба зашифрованы ключом k ЦРК.
Хотя открытые ключи предполагаются известными всем, посредничество ЦРК позволяет подтвердить их целостность. Без такого посредничества злоумышленник может снабдить А своим открытым ключом, который А будет считать ключом участника В.
Затем злоумышленник может подменить собой В и установить связь с А, и его никто не сможет выявить.
Следующий шаг протокола включает установление связи А с В:
(3) А ® В: С А, (Т), (r 1).
Здесь С А – сертификат открытого ключа пользователя А;
(Т) – отметка времени, зашифрованная секретным ключом участника А и являющаяся подписью участника А, поскольку никто другой не может создать такую подпись;
r 1 – случайное число, генерируемое А и используемое для обмена с В в ходе процедуры подлинности.
Если сертификат С А и подпись А верны, то участник В уверен, что сообщение пришло от А. Часть сообщения (r 1) может расшифровать только В, поскольку никто другой не знает секретного ключа k В, соответствующего открытому ключу К В. Участник В расшифровывает значение числа r 1 и, чтобы подтвердить свою подлинность, посылает участнику А сообщение
(4) В ® А: (r 1).
Участник А восстанавливает значение r 1 , расшифровывая это сообщение с использованием своего секретного ключа k А. Если это ожидаемое значение r 1 , то А получает подтверждение, что вызываемый участник действительно В.
Протокол, основанный на симметричном шифровании, функционирует быстрее, чем протокол, основанный на криптосистемах с открытыми ключами. Однако способность систем с открытыми ключами генерировать цифровые подписи, обеспечивающие различные функции защиты, компенсирует избыточность требуемых вычислений.
Прямой обмен ключами между пользователями. При использовании для информационного обмена криптосистемы с симметричным секретным ключом два пользователя, желающие обменяться криптографически защищенной информацией, должны обладать общим секретным ключом. Пользователи должны обменяться общим ключом по каналу связи безопасным образом. Если пользователи меняют ключ достаточно часто, то доставка ключа превращается в серьезную проблему.
Для решения этой проблемы применяют два способа:
1) использование криптосистемы с открытым ключом для шифрования и передачи
секретного ключа симметричной криптосистемы;
2) использование системы открытого распределения ключей Диффи–Хеллмана
(см.раздел 5.4.2).
5.6.6. Использование криптосистемы с открытым ключом для шифрования и передачи
секретного ключа симметричной криптосистемы
Алгоритмы, лежащие в основе криптосистем с открытым ключом, имеют следующие
недостатки:
· генерация новых секретных и открытых ключей основана на генерации новых больших простых чисел, а проверка простоты чисел занимает много процессорного времени;
· процедуры шифрования и расшифрования, связанные с возведением в степень многозначного числа, достаточно громоздки.
Поэтому быстродействие криптосистем с открытым ключом обычно в сотни и более раз меньше быстродействия симметричных криптосистем с секретным ключом.
Комбинированный метод шифрования позволяет сочетать преимущества высокой секретности, предоставляемые асимметричными криптосистемами с открытым ключом, с преимуществами высокой скорости работы, присущими симметричным криптосистемам с секретным ключом. При таком подходе криптосистема с открытым ключом применяется для шифрования, передачи и последующего расшифрования только секретного ключа симметричной криптосистемы. А симметричная криптосистема применяется для шифрования и передачи исходного открытого текста. В результате криптосистема с открытым ключом не заменяет симметричную криптосистему с секретным ключом, а лишь дополняет ее, позволяя повысить в целом защищенность передаваемой информации. Если пользователь А хочет передать зашифрованное комбинированным методом сообщение М пользователю В, то порядок его действий будет таков.
1. Создать (например, сгенерировать случайным образом) симметричный ключ, называемый в этом методе сеансовым ключом К S .
2. Зашифровать сообщение М на сеансовом ключе К S .
3. Зашифровать сеансовый ключ К S на открытом ключе К В пользователя В.
4. Передать по открытому каналу связи в адрес пользователя В зашифрованное сообщение вместе с зашифрованным сеансовым ключом.
Действия пользователя В при получении зашифрованного сообщения и зашифрованного сеансового ключа должны быть обратными:
5. Расшифровать на своем секретном ключе k В сеансовый ключ К S .
6. С помощью полученного сеансового ключа К S расшифровать и прочитать сообщение М.
При использовании комбинированного метода шифрования можно быть уверенным в том, что только пользователь В сможет правильно расшифровать ключ К S и прочитать сообщение М. Таким образом, при комбинированном методе шифрования применяются криптографические ключи как симметричных, так и асимметричных криптосистем. Очевидно, выбор длин ключей для каждого типа криптосистемы следует осуществлять таким образом, чтобы злоумышленнику было одинаково трудно атаковать любой механизм защиты комбинированной криптосистемы.
В следующей таблице приведены распространенные длины ключей симметричных и асимметричных криптосистем, для которых трудность атаки полного перебора примерно равна трудности факторизации соответствующих модулей асимметричных криптосистем (Schneier B. Applied Cryptography. – John Wiley & Sons, Inc., 1996.– 758 p).
Эллиптические кривые - математический объект, который может быть определен над любым полем (конечным, действительным, рациональным или комплексным). В криптографии обычно используются конечные поля. Эллиптическая кривая есть множество точек (x , y ), удовлетворяющее следующему уравнению:
y 2 = x 3 + ax + b,
а также бесконечно удаленная точка. Для точек на кривой довольно легко вводится операция сложения, которая играет ту же роль, что и операция умножения в криптосистемах RSA и Эль-Гамаля.
В реальных криптосистемах на базе эллиптических уравнений используется уравнение
y 2 = x 3 + ax + b mod p,
где р - простое.
Проблема дискретного логарифма на эллиптической кривой состоит в следующем: дана точка G на эллиптической кривой порядка r (количество точек на кривой) и другая точка Y на этой же кривой. Нужно найти единственную точку x такую, что Y = x G, то есть Y есть х -я степень G.
Открытое распределение ключей
Пока преимущества методов шифрования с открытым ключом не были очевидны. Однако на их основе легко решать задачу выработки общего секретного ключа для сеанса связи любой пары пользователей информационной системы. Еще в 1976 году Диффи и Хеллман предложили для этого протокол открытого распределения ключей. Он подразумевает независимое генерирование каждым из пары связывающихся пользователей своего случайного числа, преобразование его посредством некоторой процедуры, обмен преобразованными числами по открытому каналу связи и вычисление общего секретного ключа на основе информации, полученной в процессе связи от партнера. Каждый такой ключ существует только в течение одного сеанса связи или даже части его. Таким образом, открытое распределение ключей позволяет каждой паре пользователей системы самим выработать свой общий секретный ключ, упрощая тем процедуру распределения секретных ключей. Хотя все не так просто - отсутствие у абонентов перед сеансом связи заблаговременно распределенного общего секретного ключа в принципе не дает им возможности удостовериться в подлинности друг друга при помощи обмена сообщениями по открытому каналу. Например, пересылать ключи можно и по описанному выше алгоритму ЭльГамаля в модификации Шамира, но как убедиться в том, что имеешь дело с партнером, а не перехватчиком? Для подтверждения подлинности каждый из участников секретной сети все же должен иметь собственный секретный ключ, известный только ему и отличающий его от всех других абонентов. В этом случае алгоритмом Диффи-Хеллмана будет обеспечена такая процедура предъявления пароля, что его многократное использование не снижает надежности доказательства подлинности владельца. В результате такие две функции общего секретного ключа, обычно доставляемого по секретному каналу, как защита информации в канале связи от третьей стороны и подтверждение подлинности каждого из абонентов партнеру, разделяются.
Алгоритм открытого распределения ключей Диффи-Хеллмана выглядит так:
Пусть имеются два абонента открытой сети A и B , знающие пару открытых ключей р и d . Кроме того, у A есть секретный ключ х из интервала (1, n ), а у B есть секретный ключ y из того же интервала.
Абонент A посылает B x mod р , а абонент B посылает A шифровку своего ключа Z"=D**y mod p .
После этого общий ключ Z они вычисляют как Z=Z"**y =Z""**x .
При помощи специальных приемов время формирования общего ключа в системе Диффи-Хеллмана может быть сокращено в 5 раз по сравнению с системой ЭльГамаля в модификации Шамира, и в 30 раз по сравнению с RSA при том же уровне стойкости. Это, с точки зрения большинства практических приложений, оказывается заметным преимуществом, так как шифрование и расшифровывание по алгоритму RSA примерно в тысячу раз медленнее классических алгоритмов типа DES. Отметим, что для многих применений криптографических систем с открытым ключом время вычислений при криптографических преобразованиях не имеет большого значения. Например, при идентификации пользователей по кредитным карточкам не будет разницы - потребует ли она одну микросекунду или одну секунду. То же относится и к выбору общего ключа шифрования для другой, более быстродействующей, но не обладающей способностью обмена ключами криптографической системы.
Необходимость в системах открытого распределения ключей иметь заранее распространенные из центра индивидуальные секретные пароли для подтверждения подлинности пользователей не выглядит столь уж обременительной задачей, как изготовление и распределение из центра пар секретных ключей для связи абонентов между собой. Срок действия такого пароля может быть существенно больше, чем срок действия ключа для связи, скажем год, а их общее число в сети связи равно числу абонентов. Кроме того, при некоторых видах связи подтверждение подлинности партнера может достигаться за счет узнавания его по физическим признакам. Например, по голосу при телефонной связи или по внешнему виду и голосу при связи по телевизионным каналам. Следует отметить, что распределение ключей с помощью криптографических систем с открытым ключом имеет единственное достоинство - необходимость на каждом узле секретной связи иметь лишь по одному ключу. Для классических же симметричных криптографических систем ключей должно быть столько, сколько у узла абонентов. Вместе с тем, системы с открытым ключом имеют слабые места. Так, если взлом шифровки, содержащей ключ, в классической системе принципиально невозможен, так как открытый текст несмысловой и не содержит избыточной информации, то в системах с открытым ключом у криптоаналитика всегда есть надежда на успех. Далее, если число D общее для всех участников сети, то его компрометация, в виде обнаружения специальных свойств, облегчающих логарифмирование, приведет к компрометации всей сети. Если же D индивидуально для каждой пары абонентов, то, во-первых, из-за обилия ключей проще найти среди них слабый, и, во-вторых, хотя рассылка и хранение несекретных ключей несравнимо легче, чем секретных, но тоже доставляет массу хлопот. Поэтому если у криптографа есть возможность воспользоваться услугами секретного канала, то он всегда предпочтет его открытому распределению ключей.
Из практически действующих сетей связи, использующих систему открытого распределения ключей, наиболее серьезно защищенной является телефонная государственная сеть США на основе аппаратов STU-III. Она начала функционировать в 1987 году и содержит сейчас более 150 тысяч абонентов. В России аналогичная сеть, называемая еще АТС-1 или "вертушкой", тоже надежно защищена, но абонентов там в сотни раз меньше. К началу восьмидесятых годов криптологи пришли к пониманию преимущества так называемых гибридных систем, в которых процедуры шифрования с открытым ключом используются лишь для передачи ключей и цифровой подписи. А информация, которую нужно передать, защищается классическим алгоритмом типа DES, ключ для которого передан с помощью шифрования с открытым ключом. Первым серийным устройством данного типа был Datacryptor фирмы Racal- Milgo, выпущенный в 1979 году. Аппарат управления ключами шифрования Datacryptor предназначен в основном для правительственных сетей связи и аттестован на соответствие английскому стандарту защиты не секретной, но важной информации. В нем предусмотрены сигнализация о нарушениях криптографических требований и извещения об ошибках. В этом аппарате используется алгоритм установления шифрованной связи при помощи выработки и передачи общего секретного ключа по алгоритму RSA. В дальнейшем аппаратов подобного типа для защиты информации было выпущено очень много. Другие примеры использования новых криптографических идей демонстрируют многие коммерческие сети, особенно банковские, такие как SWIFT. Кроме того, система цифровой подписи RSA применяется в аппаратуре проверки соблюдения договора об ограничении ядерных испытаний, разработанной Sandia Laboratories в 1982 году, сети BPMIS и других системах.
Loading...