Дифференциальный криптоанализ (:nssyjyuengl,udw tjnhmkgugln[)

Дифференциальный криптоанализ — метод криптоанализа симметричных блочных шифров (и других криптографических примитивов, в частности, хеш-функций и поточных шифров).

Дифференциальный криптоанализ основан на изучении преобразования разностей между шифруемыми значениями на различных раундах шифрования. В качестве разности, как правило, применяется операция побитового суммирования по модулю 2, хотя существуют атаки и с вычислением разности по модулю $2^{32}$ . Является статистической атакой. Применим для взлома DES, FEAL и некоторых других шифров, как правило, разработанных ранее начала 90-х. Количество раундов современных шифров (AES, Camellia и др.) рассчитывалось с учётом обеспечения стойкости, в том числе и к дифференциальному криптоанализу.

История

Дифференциальный криптоанализ предложен в 1990 году израильскими специалистами Эли Бихамом и Ади Шамиром для взлома криптосистем, подобных DES. В своей работе они показали, что алгоритм DES оказался довольно устойчивым к данному методу криптоанализа, и любое малейшее изменение структуры алгоритма делает его более уязвимым.

В 1994 году Дон Копперсмит из IBM опубликовал статью^[1], в которой заявил, что метод дифференциального криптоанализа был известен IBM уже в 1974 году, и одной из поставленных целей при разработке DES была защита от этого метода. У IBM были свои секреты. Копперсмит объяснял:

При проектировании использовались преимущества определенных криптоаналитических методов, особенно метода «дифференциального криптоанализа», который не был опубликован в открытой литературе. После дискуссий с АНБ было решено, что раскрытие процесса проектирования раскроет и метод дифференциального криптоанализа, мощь которого может быть использована против многих шифров. Это, в свою очередь, сократило бы преимущество США перед другими странами в области криптографии.

DES оказался криптостойким к дифференциальному криптоанализу, в отличие от некоторых других шифров. Так, например, уязвимым оказался шифр FEAL. Состоящий из 4 раундов FEAL-4 может быть взломан при использовании всего лишь 8 подобранных открытых текстов, и даже 31-раундовый FEAL уязвим для атаки.

Схема взлома DES

В 1990 году Эли Бихам и Ади Шамир, используя метод дифференциального криптоанализа, нашли способ вскрытия DES, более эффективный, чем вскрытие методом грубой силы. Работая с парами шифртекстов, открытые тексты которых имеют определенные отличия, ученые анализировали эволюцию этих отличий при прохождении открытых текстов через этапы DES.

Анализ одного раунда

Базовый метод дифференциального криптоанализа — это атака на основе адаптивно подобранных открытых текстов, хотя у него есть расширение для атаки на основе открытых текстов. Для проведения атаки используются пары открытых текстов, связанных определенной разницей. Для DES и DES-подобных систем она определяется как исключающее ИЛИ (XOR). При расшифровке необходимо только значение соответствующих пар шифртекстов.

На схеме изображена функция Фейстеля . Пусть $X$ и $X'$ - пара входов, различающихся на $\Delta X$ . Соответствующие им выходы известны и равны $Y$ и $Y'$ , разница между ними - $\Delta Y$ . Также известны перестановка с расширением и $P$ -блок, поэтому известны $\Delta A$ и $\Delta C$ . $B$ и $B'$ неизвестны, но мы знаем, что их разность равна $\Delta A$ , т.к. различия $XOR\ K_{i}$ c $A$ и $A'$ нейтрализуются. Единственные нелинейные элементы в схеме — это $S$ -блоки. Для каждого $S$ -блока можно хранить таблицу, строки которой — разности на входе $S$ -блока, столбцы — разности на выходе, а на пересечении — число пар, имеющих данные входную и выходную разности, и где-то хранить сами эти пары.

Вскрытие раундового ключа основано на том факте, что для заданного $\Delta A$ не все значения $\Delta C$ равновероятны, а комбинация $\Delta A$ и $\Delta C$ позволяет предположить значения $A\ XOR\ K_{i}$ и $A'\ XOR\ K_{i}$ . При известных $A$ и $A'$ это позволяет определить $K_{i}$ . За исключением $\Delta C$ вся необходимая информация для последнего раунда содержится в итоговой паре шифртекстов.

После определения раундового ключа для последнего цикла становится возможной частичное дешифрование шифртекстов с последующим использованием вышеописанного метода для нахождения всех раундовых ключей.

Характеристики

Для определения возможных отличий полученных на i-м раунде шифртекстов используются раундовые характеристики.

N-раундовая характеристика представляет собой кортеж $\Omega \ =\ (\Omega _{P},\Omega _{\Lambda },\Omega _{T})$ , составляется из различий открытого текста $\Omega _{P}$ , различий шифртекста $\Omega _{T}$ и набора $\Omega _{\Lambda }\ =\ (\Lambda _{1},\Lambda _{2},\ ...\ ,\Lambda _{n})$ различий промежуточных результатов шифрования для каждого прошедшего раунда.

Характеристике присваивается вероятность, равная вероятности что случайная пара открытых текстов с различием $\Omega _{P}$ в результате шифрования со случайными ключами имеет раундовые различия и различия шифртекстов, совпадающие с указанными в характеристике. Соответствующая характеристике пара открытых текстов называется «правильной». Не соответствующие характеристике пары открытых текстов зовутся «неправильными».

Примем значение разницы текстов на выходе предпоследнего цикла, используемое при определении возможного подключа последнего раунда, $\Delta A=\Omega _{T}$ . В таком случая «правильная» пара текстов позволяет определить правильный ключ, в то время как «неправильная» пара определяет случайный ключ.

В атаке обычно одновременно используются несколько характеристик. Для экономии памяти обычно используются структуры.

Квартет — структура из четырёх текстов, которая одновременно содержит в себе по две пары текстов для двух разных характеристик. Позволяет сэкономить 1/2 памяти для открытых текстов.
Октет — структура из 16 текстов, содержащая 8 пар, по 4 на каждую характеристику. Позволяет сэкономить 2/3 памяти для открытых текстов.

Отношение сигнал/шум

Для всех вариантов ключа можно завести счётчики, и если какая-либо пара предлагает данный вариант в качестве верного ключа, будем увеличивать соответствующий счётчик. Ключ, которому соответствует самый большой счётчик, с высокой вероятностью является верным.

Для нашей расчётной схемы отношение числа правильных пар S к среднему значению счётчика N будем называть отношением сигнал/шум и будем обозначать $S/N$ .

Чтобы найти правильный ключ и гарантировать наличие правильных пар, необходимы:

характеристика, обладающая достаточной вероятностью;
достаточное количество пар.

Число необходимых пар определяется:

вероятностью характеристики;
числом бит ключа (бит, которые мы хотим определить);
уровнем идентификации ошибочных пар (пары не вносят вклада в счётчики, так как отбрасываются раньше).

Пусть размер ключа равен k бит, тогда нам понадобится $2^{k}$ счётчиков. Если:

m — число используемых пар;
$\alpha$ — средняя добавка к счётчикам для одной пары;
$\beta$ — отношение пар, которые вносят вклад в счётчики ко всем парам (в том числе отброшенным),

то среднее значение счётчика N равно:

N={\frac {m\cdot \alpha \cdot \beta }{2^{k}}}.

Если $p$ — вероятность характеристики, то число правильных пар S равно:

S=m\cdot p.

Тогда отношение сигнал/шум равно:

S/N={\frac {m\cdot p}{m\cdot \alpha \cdot \beta /2^{k}}}={\frac {2^{k}\cdot p}{\alpha \cdot \beta }}.

Заметим, что для нашей расчётной схемы отношение сигнал/шум не зависит от общего числа пар. Число необходимых правильных пар — в общем, функция отношения сигнал/шум. Экспериментально было установлено, что если S/N=1—2, необходимо 20—40 вхождений правильных пар. Если же отношение намного выше, то даже 3—4 правильных пар может быть достаточно. Наконец, когда оно сильно ниже, число необходимых пар огромно.

S/N	Число необходимых пар
меньше 1	Велико
1—2	20—40
больше 2	3—4

Эффективность взлома

С увеличением числа раундов сложность криптоанализа увеличивается, однако остаётся меньше сложности полного перебора при количестве циклов меньше 16.

Зависимость от количества раундов
Число раундов	Трудоёмкость атаки
$4$	$2^{4}$
$6$	$2^{8}$
$8$	$2^{16}$
$9$	$2^{26}$
$10$	$2^{35}$
$11$	$2^{36}$
$12$	$2^{43}$
$13$	$2^{44}$
$14$	$2^{51}$
$15$	$2^{52}$
$16$	$2^{58}$

Устройство S-блоков также значительно влияет на эффективность дифференциального криптоанализа. S-блоки DES, в частности, оптимизированы для устойчивости к атаке.

Сравнение с другими методами

См. Известные атаки на DES

Дифференциальный криптоанализ и DES-подобные системы

В то время как полный 16-и раундовый DES оказался изначально спроектированным устойчивым к дифференциальному криптоанализу, атака показала себя успешной против широкой группы DES-подобных шифров^[2].

Lucifer, укороченный до восьми раундов, взламывается с использованием менее 60 шифртекстов.
FEAL-8 взламывается с использованием менее 2000 шифртекстов.
FEAL-4 взламывается с использованием 8-и шифртекстов и одного открытого текста.
FEAL-N и FEAL-NX могут быть взломаны при количестве раундов $N\leq 31$ .

Дифференциальный криптоанализ также применим против хеш-функций.

После публикации работ по дифференциальному криптоанализу в начале 1990-х годов последующие шифры проектировались устойчивыми к этой атаке.

Недостатки метода

Метод дифференциального криптоанализа в большей степени является теоретическим достижением. Его применение на практике ограничено высокими требованиями к времени и объёму данных.

Являясь, в первую очередь, методом для вскрытия с выбранным открытым текстом, дифференциальный криптоанализ трудно реализуем на практике. Он может быть использован для вскрытия с известным открытым текстом, но в случае полного 16-этапного DES это делает его даже менее эффективным, чем вскрытие грубой силой.

Метод требует большого объема памяти для хранения возможных ключей. Эффективность метода также сильно зависит от структуры S-блоков взламываемого алгоритма.

См. также

Примечания

↑ Coppersmith, Don. The Data Encryption Standard (DES) and its strength against attacks (англ.) // IBM Journal of Research and Development^[англ.] : journal. — 1994. — May (vol. 38, no. 3). — P. 243. — doi:10.1147/rd.383.0243. Архивировано 15 июня 2007 года. (subscription required)
↑ Biham E., Shamir A. Differential cryptoanalysis of DES-like cryptosystems (англ.). — 1990. — P. 7.

Литература

Брюс Шнайер. Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си.
Панасенко, С. "Современные методы вскрытия алгоритмов шифрования, часть 3". Chief Information Officer - 2006. Архивная копия от 15 января 2010 на Wayback Machine
Biham E., Shamir A. Differential cryptoanalysis of the Data Encription Standart.
Biham E., Shamir A. Differential cryptoanalysis of DES-like cryptosystems (англ.). — 1990.

[1] Coppersmith, Don. The Data Encryption Standard (DES) and its strength against attacks (англ.) // IBM Journal of Research and Development^[англ.] : journal. — 1994. — May (vol. 38, no. 3). — P. 243. — doi:10.1147/rd.383.0243. Архивировано 15 июня 2007 года. (subscription required)

[2] Biham E., Shamir A. Differential cryptoanalysis of DES-like cryptosystems (англ.). — 1990. — P. 7.

[1]

[2]