Đồ án Môn học bảo mật thông tin và Mã hóa đối xứng

(P, C). Một lý luận tương tự cũng chỉ ra rằng bằng mỗi 64 bit bổ sung của văn bản rõ và bản mã đã biết thì tỉ lệ báo động giả được giảm đến 248-64 = 2-16. Nói cách khác, nếu tấn công bằng xác suất được thực hiện trên hai khối của bản ró – bản mã đã biết thì khả năng mà khóa mã đúng sẽ được xác định là 2-16. Kết quả là việc tấn công một bản rõ đã biết sẽ thành công dựa trên DES đôi có kích thước khóa 112 bit, với nỗ lực trên bậc 256, không nhiều hơn bậc 255 đòi hỏi đối với DES đơn. DES ba lớp với 2 khóa mã (Triple DES with Two Keys) Một cách đếm hiển nhiên trong tấn công bằng xác suất là sử dụng ba giai đoạn của quá trình mã hóa với ba khóa khác nhau. Việc này làm tăng hao phí của tấn công văn bản rõ đã biết tới 2112, quá mức cái gọi là thực tiễn hiện tại và xa trong tương lai. Tuy nhiên, nó cũng có nhược điểm của việc đòi hỏi độ dài khóa 56 x 3 = 118 bit là hơi khó điều khiển. Để thay thế, Tuchman đã đề ra phương thức mã hóa ba lần mà chỉ sử dụng có 2 khóa [TUCH79]. Vận hành theo chuỗi mã hóa – giải mã – mã hóa (EDE) (Sơ đồ 6.1b): C = E(K1, D(K2, E(K1, P))) Không hề có ý nghĩa về mặt mật mã nào khi sử dụng quá trình giải mã cho giai đoạn thứ 2. Lợi ích duy nhất của việc đó là cho phép người sử dụng 3DES giải mã dữ liệu đã được mã hóa bởi người sử dụng DES đơn trước đây: C = E(K1, D(K1, E(K1, P))) = E(K1, P) 3DES với 2 khóa mã là phương án thay thế khá thông dụng cho DES và đã được đưa vào sử dụng trong tiêu chuẩn quản lý khóa mã ANS X9.17 và ISO 8732[1] [1] (ANS) American National Standard: Financial Institution Key Management (Wholesale). Cái tên X9.17 có vẻ là một tiêu chuẩn ít người biết đến. Tuy nhiên, một số phương pháp kí thuật được định rõ trong tiêu chuẩn này đã được đưa và sử dụng trong những ứng dụng và tiểu chuẩn khác như chúng ta sẽ thấy rõ xuyên suốt cuốn sách. Hiện tại không có tấn công mang tính thực tiễn nào đến 3DES. Coppersmith [COPP94] nhận thấy rằng hao phí của tìm kiếm khóa bằng bạo lực trên 3DES là ở bậc 2112 (5 x 1033) và ước đoán rằng hao phí của phá mã vi sai tăng theo số mũ vượt quá 1052 so với DES đơn. Nhiều tấn công 3DES được đề ra cũng đáng phải xem xét, dù không mang tính thực tiễn, tăng thêm hứng thú cho những kiểu tấn công đã được xem xét và có thể hình thành nền tảng cho những tấn công thành công hơn trong tương lai. Đề xuất nghiêm túc đầu tiên là từ Merkle và Hellman [MERK81]. Đề án của họ liên quan đến việc tìm kiếm những giá trị văn bản rõ mà tạo ra giá trị tức thời đầu tiên A = 0 (Hình 6.1b) rồi sử dụng trong tấn công xác suất để xác định ra 2 khóa. Cấp độ nỗ lực là 256, nhưng cách thức đòi hỏi 256 cặp bản nguồn – bản mã được chọn, một số lượng mà người nắm giữ khóa mã không thể cung cấp được. Một cách tấn công bản nguồn đã biết được phác thảo trong [VANO90]. Kế hoạch của họ bao gồm tìm giá trị bản nguồn (plaintext) để tạo ra giá trị trung gian đầu tiên A = 0 ( Hình 6.1 b ) rồi sử dụng tấn công dùng xác suất tấn công để xác định hai khóa. Mức độ nỗ lực là 256, nhưng kỹ thuật đòi hỏi 256 cho việc chọn cặp plaintext ( bản nguồn) - ciphertext (bản mã hoá) , một số không để được cung cấp bởi người nắm giữ khóa. Việc tấn công một bản nguồn đã biết đã được tóm lược trong [VANO90]. Cách thức này là phương thức cải tiến phương thức tiếp cận văn bản rõ đã chọn nhưng đòi hỏi nhiều nỗ lực hơn. Loại tấn công này dựa trên sự quan sát nếu chúng ta biết A và C (Hình 6.1b) thì vấn đề giảm bớt đi cho một cuộc tấn công vào DES 2 lớp. Tất nhiên, kẻ tấn công không biết A, thậm chí P và C được biết, văn bản nguồn vẫn được an toàn khi chúng chưa biết rõ 2 khóa. Tuy nhiên, kẻ tấn công có thể chọn giá trị tiềm năng của rồi cố gắng tìm cặp ( P, C ) mà tạo ra A. Kẻ tấn công thu được như sau: 1. Đạt được cặp n ( P, C ). Đây là văn bản gốc đã biết. Đặt những bảng này ( Bảng 1 ) sắp xếp theo giá trị của P ( Hình 6.2 b ). Hình 6.2. Biết - Tấn công vào bản nguồn đã biết trên DES 3 lớp 2. Chọn giá trị tùy ý cho A, và tạo một bảng thứ 2 ( Hình 6.2 c ) với khoản mục được định nghĩa trong trang sau. Đối với mỗi khóa trong 256 khóa then chốt K1 = i, ước tính giá trị plaintext P1 tạo ra a: Pi = D(i, a) Với mỗi pi được đánh dấu trong mục của bảng 1(Table 1), tạo khoản mục trong bảng 2 bao gồm giá trị K1và giá trị của B được tạo ra cho cặp ( P, C ) từ bảng 1, giả sử như giá trị của K1 : B = D ( i, C ) Bước cuối cùng, sắp xếp Bảng 2 dựa theo giá trị của B. 3. Hiện tại chúng ta có một số giá trị ứng cử viên K1 trong Bảng 2 và ở vị trí để tìm kiếm giá trị của K2. Đối với mỗi một trong 256 khoá then chốt K2 = j, ước tính giá trị trung gian thứ 2 cho giá trị mà chúng ta đã chọn của a: Bj = D ( j, a ) Ở mỗi bước, tìm Bj trong Bảng 2. Nếu có trùng khớp, thì khoá i tương ứng từ Bảng 2 cộng giá trị này của j là ứng của giá trị cho khoá chưa biết rõ (K1, K2 ). Tại sao? Bởi vì chúng ta đã tìm được cặpkhóa ( i, j ) tạo ra cặp ( P, C ) đã biết ( Hình 6.2a ). 4. Kiểm tra mỗi ứng cử viên cặp khoá ( i, j ) trên một vài cặp văn bản gốc - văn bản mã hoá khác. Nếu cặp khoá tạo ra văn bản mã mong muốn, nhiệm vụ được hoàn thành. Nếu không thành công, lặp lại từ bước 1với giá trị mới của a. Giả sử cho ( P, C ) đã biết, khả năng có thể xảy ra cho việc chọn giá trị duy nhất dẫn đến thành công là 1 / 264. Vì vậy, dựa vào cặp n ( P, C ), khả năng có thể xảy ra thành công cho môt giá trị đơn được chọn là n / 264. Xác suất một kết quả cơ bản tạo ra từ lý thuyết là con số mong đợi của draws yêu cầu phải rút một quả bóng màu đỏ ra khỏi thùng chứa n quả bóng đỏ và N n quả bóng xanh là ( N + 1 ) / ( n + 1 ) nếu những quả bóng không được thay thế. Vậy là con số mong đợi của giá trị cho việc đó là phải thử với một số lượng lớn n. Vì vậy, thời gian mong đợi thực hiện của cuộc tấn công là khoảng : DES 3 lớp với 3 khóa (Triple DES with Three Keys) Mặc dù các cuộc tấn công chỉ mô tả xuất hiện không thực tế, bất kỳ ai sử dụng hai khoá - 3DES then chốt có thể cảm thấy một vài sự lo âu. Vì vậy,nhiều nhà nghiên cứu ngày nay cảm thấy ba khoá - 3DES là giải pháp thay thế được ưa thích hơn ( chẳng hạn như,[ KALI96a ] ). Ba khoá - 3DES có chiều dài khoá nổi bật của 168 bit và được định nghĩa là như sau : C = E (K3, D (K2, E (K1, P ) ) ) Ngược lại tính tương thích với DES được cung cấp bởi đặt K3 = K2 hoặc K1 = K2. Một số ứng dụng Internet cơ bản đã chấp nhận ba khoá- 3DES, bao gồm PGP và S / Dùng điệu bộ, cả hai được thảo luận trong Chương 15. 6.2 Chế độ hoạt động của kiểu mã hóa theo khối Thuật toán mã hoá theo khối là một khối cấu trúc cơ bản cung cấp bảo mật dữ liệu. Mã hóa khối được áp dụng trong nhiều trường hợp, bốn " chế độ hoạt động " đã được định nghĩa bởi NIST ( FIPS 81 ). Về bản chất, chế độ hoạt động là kỹ thuật để cải tiến hiệu quả của thuật toán mã hoá hay thích ứng thuật toán cho ứng dụng, như là đưa mã hoá khối vào chuỗi dữ liệu khối hay luồng dữ liệu. Bốn chế độ này hướng đến để bao gồm hầu như tất cả ứng dụng khả thi của việc mã hóa để mà mã hóa khối có thể được dùng. Khi có những yêu cầu và ứng dụng mới, NIST mở rộng danh sách chế độ yêu cầu lên năm trong ấn phẩm đặc biệt 800 - 38A. Những chế độ này là nhằm để dùng bất kì mã hóa khối đối xứng nào, bao gồm AES và DES 3 lớp. Chế độ được tóm tắt trong bảng 6.1 và mô tả ngắn gọn trong phần còn lại của phần này. Bảng 6.1. Chế độ hoạt động của kiểu mã hóa theo khối Chế độ Mô tả Ứng dụng tiêu biểu Electronic Codebook (ECB) Mỗi khối của 64 bit văn bản gốc được mã hoá độc lập dùng khóa giống nhau. Những giá trị đơn của việc truyền tải bảo mật ( e. g., khóa mã hóa ) Cipher Block Chaining (CBC) Đầu vào cho thuật toán mã hóa được XOR 64 bit kế tiếp của văn bản gốc và 64 bit có trước của văn bản mã hoá. Truyền khối hướng truyền đa năng Tiến trình thẩm định quyền Cipher Feedback (CFB) Đầu vào được xử lí j bit đồng thời.Văn bản mã hoá có trước được dùng như đầu vào cho thuật toán mã hóa để tạo đầu ra ngẫu nhiên, được XOR với văn bản gốc để tạo ra đơn vị kế tiếp của văn bản mã hoá. Truyền theo dòng có hướng đa năng Tiến trình thẩm định quyền Output Feedback (OFB) Giống với CFB, ngoại trừ đầu vào cho thuật toán mã hóa là đầu ra DES có trước (Chuẩn mã hoá dữ liệu). Truyền theo hướng luồng trên kênh có nhiễu ( ví dụ: liên lạc vệ tinh) Counter (CTR) Mỗi khối của văn bản gốc đươc XOR với bộ đếm mã hoá. Bộ đếm được tăng đến khối tiếp theo. Truyền theo hướng khối truyền đa năng Có ích cho yêu cầu tốc độ cao Kiểu Electronic Codebook Kiểu đơn giản nhất là kiểu electronic codebook ( ECB ), trong đó văn bản gốc được xử lý từng khối một và mỗi khối được mã hóa bằng khóa giống nhau ( Hình 6.3 ). Thuật ngữ codebook được sử dụng vì, 1 khóa được đưa ra, có 1 văn bản mã duy nhất cho mỗi khối b - bit của văn bản gốc. Do đó, chúng ta có thể tưởng tượng 1 codebook khổng lồ trong đó có đầu vào cho mẫu văn bản gốc b - bit hợp lý mô tả văn bản mã hoá tương ứng của nó. Hình 6.3. Kiểu Electronic Codebook ( ECB ) Ví dụ: 1 thông điệp dài hơn b bit, thủ tục thì đơn giản để chia thông điệp thành khối b- bit, bổ sung (padding) khối cuối cùng nếu có. Việc giải mã được thực hiện trên từng khối, luôn dùng 1 khóa chung. Ở hình 6.3, văn bản gốc (được bổ sung khi cần ) gồm 1 dãy các khối b- bit, , ,., ; tương ứng dãy các khối văn bản mã hoá là , ,., . Phương pháp ECB là ý tưởng dùng cho một lượng dữ liệu ngắn, chẳng hạn 1 khóa mã hóa. Vì vậy, nếu bạn muốn truyền khóa DES an toàn, ECB là kiểu thích hợp để dùng. Đặc trưng quan trọng nhất của ECB là khối b- bit giống nhau của văn bản gốc, nếu nó xuất hiện hơn một lần trong thông điệp, luôn tạo ra văn bản mã giống nhau. Ví dụ: Những thông báo dài, kiểu ECB có lẽ không bảo mật. Nếu thông điệp có cấu trúc cao, sẽ có lợi cho người giải mã khai thác qui luật này. Chẳng hạn như, nếu thông điệp luôn bắt đầu với trường chắc chắn được xác định trước, thì người giải mã sẽ có 1 cặp văn bản gốc - văn bản mã để nhận dạng. Nếu 1thông điệp có những yếu tố lặp lại, với sự lặp lại nhiều khối b bit, thì các nhà phân tích có thể xác định được những yếu tố này. Điều này có thể trợ giúp trong phân tích hay tạo cơ hội cho việc thay thế hoặc sắp xếp lại khối. Kiểu mã hóa chuỗi khối (CBC) Để khắc phục những khiếm khuyết bảo mật của ECB, chúng tôi giới thiệu kỹ thuật trong đó khối văn bản gốc giống nhau, nếu lặp lại, tạo ra khối văn bản mã khác nhau. Một cách đơn giản để đáp ứng yêu cầu này là kiểu mã hóa chuỗi khối (CBC) ( Hình 6.4 ). Trong kiểu này, đầu vào thuật toán mã hóa là XOR các khối văn bản gốc hiện tại và khối văn bản mã trước đó; khóa giống nhau được dùng cho mỗi khối. Trong thực tế, chúng ta có thể liên kết chuỗi khối văn bản gốc với nhau. Đầu vào hàm mã hoá cho mỗi khối văn bản gốc sinh ra không có mối liên hệ cố định với khối văn bản mã . Do đó, mẫu lặp lại của b bit không được lộ ra. Hình 6.4. Kiểu mã hóa chuỗi khối ( CBC ) Đối với việc giải mã, mỗi khối mã đã được giải thông qua thuật toán giải mã. Kết quả được XOR với khối văn bản mã có trước để tạo ra khối văn bản gốc. Để xem công việc này, chúng ta có thể viết Thì Để tạo ra khối đầu tiên của văn bản mã, vector khởi tạo ( IV ) được XOR với khối đầu tiên của văn bản nguồn. Trong việc giải mã, IV XOR với đầu ra của thuật toán giải mã để phục hồi khối đầu tiên của văn bản nguồn. IV là khối dữ liệu có kích thước giống như khối mã. Vector khởi tạo (IV) đều nhằm tới cả bên gửi và bên nhận nhưng không để kẻ thứ 3 đoán được. Để tính an toàn cao, Vector khởi tạo (IV) nên được bảo vệ khỏi những thay đổi trái phép. Người ta làm điều này bằng việc sử dụng mã hóa ECB để gửi cho vector khởi tạo (IV) . Một lý do cần bảo vệ vector khởi tạo (IV) là: Nếu đối thủ có thể qua mắt (fool) bên nhận để dùng giá trị khác cho IV, thì đối thủ có thể đảo bit được chọn trong khối đầu tiên của văn bản nguồn. Để thấy được điều này, xem ví dụ dưới đây: Bây giờ sử dụng kí hiệu X [ i ] thể hiện i bit của lượng b-bit X. Thì Sau đó, dùng thuộc tính của XOR, chúng ta có thể thấy Ở đây kí hiệu đầu tiên thể hiện bit bổ sung. Điều này nghĩa là nếu đối thủ có thể dự đoán được thay đổi bit ở IV, bit tương ứng của giá trị nhận của P1 sẽ thay đổi theo. Cho những tấn công khác có thể dựa trên kiến thức về IV, xem [ VOYD83 ]. Tóm lại, vì cơ chế chuỗi của CBC, nó là kiểu thích hợp cho mã hoá chiều dài thông điệp lớn hơn b bit. Ngoài sử dụng của nó để đạt được bảo mật, chế độ CBC có thể được dùng để xác thực. Được mô tả trong phần 2. Kiểu phản hồi mã hóa (Cipher Feedback Mode) Qui trình DES chủ yếu là kỹ thuật mã hoá theo khối, sử dụng khối b- bit. Tuy nhiên, có thể chuyển DES thành mã hóa theo luồng, sử dụng như phản hồi mã hóa ( CFB) hoặc kiểu phản hồi đầu ra. Mã hóa theo luồng loại bỏ nhu cầu thêm thông điệp để được số nguyên của khối. Nó cũng có thể thực thi theo thời gian thực. Vì vậy, nếu luồng ký tự được truyền, mỗi kí tự có thể được mã hoá và truyền ngay lập tức sử dụng mã hóa theo luồng hướng kí tự. Một tính chất đáng có của mã hóa theo luồng là bản mã hoá có chiều dài bằng văn bản nguồn. Vì vậy, nếu kí tự 8 bit đang được truyền, mỗi kí tự nên được mã hoá để tạo ra đầu ra văn bản mã 8 bit. Nếu nhiều hơn 8 bit được tạo ra, dung lượng truyền bị phí phạm. Hình 6.5 mô tả qui trình CFB. Ở hình vẽ, đơn vị truyền là s bit ; giá trị chung là s = 8. Cũng như với CBC, đơn vị của bản nguồn được mắc xích với nhau, sao cho văn bản mã hoá của bất kỳ đơn vị văn bản nguồn là 1 chức năng của tất cả văn bản nguồn trước. Trong trường hợp này, không những đơn vị của b bit, văn bản nguồn được chia thành đoạn ( segments) của s bit. Hình 6.5. Kiểu phản hồi mã hóa s-bit ( CFB) Trước tiên, xét việc mã hoá. Đầu vào đến hàm mã hoá là thanh ghi dịch b- bit mà trước tiên khởi tạo 1 số vector khởi tạo (IV ). Cực trái ( quan trọng nhất ) s bit của đầu ra của hàm mã hoá được XOR với phân đoạn đầu tiên của văn bản gốc để tạo ra đơn vị đầu tiên của bản mã , sau đó được truyền. Ngoài ra, nội dung của thanh ghi dịch chuyển được dịch trái s bit và được đặt vào trong cực phải ( ít đáng kể nhất ) s bit của thanh ghi dịch. Tiến trình này tiếp tục cho đến khi tất cả đơn vị văn bản nguồn đã được mã hoá. Đối với việc giải mã, qui trình tương tự được sử dụng, ngoại trừ đơn vị bản mã được nhận thì XOR với đầu ra của hàm mã hoá để tạo ra đơn vị văn bản nguồn. Lưu ý rằng đó là hàm mã hoá được sử dụng, không phải là hàm giải mã. Điều này dễ dàng được giải thích. Để (X ) được định nghĩa là s bit quan trọng nhất của X. Thì Hơn nữa Lập luận tương tự cho các bước kế tiếp trong tiến trình. Kiểu phản hồi đầu ra (Output Feedback Mode) Kiểu phản hồi đầu ra (OFB ) tương tự như trong cấu trúc của CFB, như minh họa trong Hình 6.6. Khi có thể xem, đó là đầu ra của hàm mã hoá được phản hồi đến thanh ghi dịch trong OFB, trong khi ở CFB đơn vị bản mã được phản hồi đến thanh ghi dịch. Hình 6.6. Kiểu phản hồi đầu ra s- bit (OFB) Một thuận lợi của phương pháp OFB là bit lỗi trong việc truyền tải không truyền đi. Chẳng hạn như, nếu lỗi bit xảy ra trong chỉ giá trị phục hồi của bị ảnh hưởng ; đơn vị văn bản nguồn tiếp theo không bị hỏng. Với CFB, cũng dùng như đầu vào thanh ghi dịch và vì vậy gây thêm sai lệch luồng. Điều bất lợi của OFB đó là dễ bị tấn công đối với 1 cuộc tấn công thay đổi luồng thông điệp hơn là CFB. Nhận thấy rằng việc bổ sung 1 bit trong bản mã thì cũng bổ sung bit tương ứng trong bản nguồn được phục hồi. Vì vậy, có thể tạo ra những thay đổi điều khiển trong bản nguồn được khôi phục. Điều này có thể tạo điều kiện cho đối thủ, bằng cách tạo ra những thay đổi cần thiết đến một đoạn tổng kiểm tra của thông điệp cũng như đoạn dữ liệu, để biến đổi bản mã bằng cách thì mã sửa lỗi sẽ không phát hiện ra. Để bàn luận nhiều hơn, xem [VOYD83] Kiểu máy đếm (Counter Mode) Mặc dù quan tâm kiểu máy đếm (CTR) tăng lên gần đây, với các ứng dụng cho máy ATM (kiểu chuyển giao không đồng bộ) bảo mật mạng và IPSec (bảo mật IP ), kiểu này đã được đề xuất sớm (…, [DIFF79]). Hình 6.7 miêu tả phương pháp CTR. Một máy đếm, bằng kích thước khối văn bản nguồn được sử dụng. Yêu cầu duy nhất được thông báo ở SP 800-38 A là giá trị máy đếm đó phải khác với mỗi khối văn bản nguồn mà đã được mã hóa. Điển hình, máy đếm được khởi tạo tới giá trị nào đó và sau đó được tăng lên 1 cho mỗi khối kế tiếp ( modulo với b là kích thước khối). Đối với mã hóa, máy đếm được mã hóa và sau đó XOR với khối văn bản nguồn để tạo ra khối văn bản mã; không có sự móc nối. Đối với giải mã, cùng 1 chuỗi những giá trị máy đếm được sử dụng, với mỗi máy đếm được mã hóa XOR với khối văn bản mã để khôi phục khối văn bản nguồn tương ứng. Hình 6.7.Kiểu Máy đếm (CTR) [LIPM00] liệt kê những ưu điểm của kiểu CTR: Hiệu quả phần cứng: Không giống như 3 kiểu mắc xích, sự mã hóa (hay sự giải mã ) trong kiểu CTR. có thể được làm song song trên nhiều khối (của) văn bản nguồn hay văn bản mã. Với những kiểu mắc xích này, giải thuật phải hoàn thành tính toán trên một khối trước khi bắt đầu trên khối tiếp theo. Điều này. giới hạn lưu lượng cực đại của giải thuật tới hàm thuận nghịch của thời gian cho một thực hiện của khối mã hóa hay giải mã . Trong kiểu CTR, lưu lượng thì chỉ hạn chế bởi số lượng của tính song song mà được đạt được. Hiệu quả phần mềm: Tương tự, do những cơ hội cho việc thực hiện song song trong kiểu CTR, bộ xử lý hỗ trợ tính năng song song, như dây chuyền linh hoạt,gửi nhiều lệnh đi mỗi chu kỳ đồng hồ, nhiều thanh ghi, và lệnh SIMD, có thể sử dụng 1 cách hiệu quả. Tiền xử lí: Việc thực thi thuật toán mã hóa cơ bản không tùy thuộc van đầu vào của bản nguồn hay bản mã. Do đó, nếu bộ nhớ sẵn sàng và bảo mật được duy trì, tiền xử lí có thể được dùng để chuẩn bị đầu ra của hộp mã hóa gớp phần vào hàm XOR trong Hình 6.7. Khi đầu vào của bản nguồn hay bản mã hóa được hiện diện, thì việc tính toán duy nhất là một loạt XOR.Chiến lược như vậy cải tiến được dung lượng. Truy xuất ngẫu nhiên: Khối i của bản nguồn hay bản mã có thể được xử lý trong truy xuất ngẫu nhiên. Với kiểu mắc xích, khối không thể được tính toán cho đến khối i- 1 được tính toán. Có thể có những ứng dụng trong đó một bản mã được lưu trữ và nó được đòi hỏi để giải mã chỉ một khối; trong ứng dụng như vậy, tính năng truy xuất ngẫu nhiên thì hấp dẫn. Bảo mật có thể chứng minh: CTR ít nhất cũng bảo mật như những kiểu khác được thảo luận trong phần này. Tính đơn giản: Không giống như kiểu ECB và CBC, CTR yêu cầu chỉ sự thực thi của giải thuật mã hóa và không phải giải mã giải thuật. Những vấn đề này đa số khi sự giải mã giải thuật khác đáng kể so với giải thuật mã hóa, như nó làm cho AES. Ngoài ra, khóa giải mã không cần được thực thi. 6.3. Mã hóa dòng và RC4 Trong phần này chúng ta sẽ xem xét loại mã dòng đối xứng có lẽ là thông dụng nhất, RC4. Chúng ta sẽ bắt đầu khái quát chung về cấu trúc mã hóa dòng rồi nghiên cứu về RC4. Cấu trúc mã hóa dòng Một mã dòng điển hình sẽ mã hóa bản rõ mỗi lần được 1 byte mặc dù mã dòng có thể được thiết kế để hoạt động mỗi lần trên 1 bit hay trên những đơn vị lớn hơn 1 byte. Sơ đồ 6.8 là biểu đồ biểu diễn cấu trúc mã hóa dòng. Trong cấu trúc này, một khóa được đưa vào một bộ sinh chuỗi bit ngẫu nhiên giả mà tạo ra được một dòng những bộ đếm 8 bit bề ngoài có vẻ như ngẫu nhiên. Chúng ta sẽ bàn luận về bộ sinh số chuỗi ngẫu nhiên giả trong chương 7. Còn bây giờ, chúng ta đơn giản nói rằng một dòng chuỗi ngẫu nhiên giả thì không thể đoán trước được nếu không biết về khóa vào. Dữ liệu ra của bộ sinh, được gọi là dòng khóa, kết hợp mỗi lần 1 byte với dòng plaintext sử dụng phép toán đảo bit loại trừ OR (XOR). Ví dụ, nếu byte tiếp theo được tạo ra bởi bộ sinh là 01101100 còn byte plaintext kế tiếp là 11001100 thì dẫn đến byte bản mã sẽ là: Quá trình giải mã đòi hỏi phải sử dụng cùng một chuỗi ngẫu nhiên giả. Hình 6.8. Biểu đồ Mật mã luồng ( Mục này được hiển thị trên trang 189 trong bản in ) Mã hóa dòng cũng tương tự như mật mã khóa sử dụng 1 lần (one-time pad) được nói đến ở chương 2. Khác nhau ở chỗ là one-time pad sử dụng dòng số ngẫu nhiên có thực trong khi mã hóa dòng sử dụng dòng số theo chuỗi ngẫu nhiên giả. [KUMA97] liệt kê những chú ý quan trọng về thiết kế đối với mã hóa dòng như sau: Chuỗi mã hóa nên có chu kì lớn. Bộ sinh chuỗi số ngẫu nhiên giả sử dụng cấu trúc tạo ra dòng bit tất định mà sau cũng cũng sẽ lặp lại. Chu kì lặp lại càng dài thì càng khó phân tích giải mã. Đây cũng là lưu ý cần thiết khi bàn về mã Vigenere, đó là từ khóa càng dài thì càng khó giải mã. Dòng khóa nên xấp xỉ càng gần với những tính chất của một dòng số ngẫu nhiên đích thực càng tốt. Ví dụ, nên có một số xấp xỉ bằng 1s và 0s. Nếu dòng khóa được xem như là 1 dòng bytes thì tất cả 256 giá trị byte có thể nên thường xuyên xuất hiện xấp xỉ tương đương. Dòng khóa xuất hiện càng ngẫu nhiên thì càng ngẫu nhiên hóa bản mã, làm cho việc giải mã càng khó hơn. Chú ý ở hình 6.8, đầu ra của bộ phát chuỗi số ngẫu nhiên giả phụ thuộc vào giá trị của khóa vào. Để bảo vệ chống lại những tấn công dùng bạo lực thì khóa cần phải đủ dài. Những chú ý giống vậy khi áp dụng cho mã khối cũng có tác dụng ở đây. Như vậy, với công nghệ hiện tại thì độ dài khóa ít nhất 128 bit là thỏa đáng. Với bộ sinh chuỗi số ngẫu nhiên giả được thiết kế hợp lí, một mã hóa dòng có thể an toàn ngang với mã khối với độ dài khóa so sánh được. Ưu điểm chính của 1 mã hóa dòng là những mã dòng hầu như lúc nào cũng nhanh hơn và sử dụng ít mã số hơn nhiều so với mã khối. Ví dụ trong phần này, RC4 có được thực thi chỉ bằng một vài dòng mật mã. Bảng 6.2 sử dụng dữ liệu từ [RESC01] so sánh thời gian thực hiện của RC4 với ba mã khối đối xứng nổi tiếng. Ưu điểm của mã khối là có thể sử dụng lại khóa. Tuy nhiên, nếu 2 bản gốc được mã hóa với cùng 1 khóa dùng mã dòng thì việc phân tích giải mã thường khá đơn giản [DAWS96]. Nếu 2 dòng bản mã được cùng sử dụng phép XOR thì kế quả là phép XOR của văn bản rõ gốc. Nếu bản rõ gồm những chuỗi văn bản, số thẻ tín dụng hay những dòng byte với tính chất đã biết thì việc phân tích giải mã có khả năng thành công. Hình 6.2.So sánh tốc độ của thuật toán mã cân đối trên Pentium II Cipher Key Length Speed (Mbps) DES 56 9 3DES 168 3 RC2 variable 0.9 RC4 variable 45 Đối với những chương trình ứng dụng đòi hỏi việc hóa mã/ giải mã của một dòng dữ liệu như trên kênh thông tin dữ liệu hay một link trình duyệt/ web, thì mã hóa dòng có lẽ là cách thay thế tốt hơn cả, Đối với những ứng dụng xử lý những khối dữ liệu, như chuyển tải tài liệu, e-mail và cơ sở dữ liệu thì có lẽ mã khối thích hợp hơn. Tuy nhiên, loại mã nào cũng có thể sử dụng hầu hết trong các ứng dụng. Thuật toán RC4 RC4 là loại mã dòng được Ron Rivest thiết kế cho RSA Security. RC4 là mã dòng với độ dài khóa không cố định cùng những thao tác định hướng byte. Thuật toán dựa trên cách sử dụng phép hoán vị ngẫu nhiên. Phân tích chỉ ra rằng chu kì của mã có khả năng lớn hơn 10100 [ROBS95a]. Mỗi byte dữ liệu ra cần 8 đến 16 thao tác máy, và mã có thể vận hành rất nhanh trong phần mềm. RC4 được sử dụng trong những tiêu chuẩn SSL/ TLS (Lớp ổ cắm an toàn/ An toàn lớp truyền dẫn) được xác định cho liên lạc giữa những trình duyệt web và máy chủ. RC4 cũng được dùng trong giao thức WEP (Wired Equivalent Privacy) và giao thức mới hơn là WiFi Protected Access (WPA), một phần của tiêu chuẩn IEEE 802.11wireless LAN. RSA Security giữ RC4 như là một bí mật thương nghiệp. Vào tháng 9 năm 1994, thuật toán RC4 bị gửi nặc danh trên Internet trên danh sách Cypherpunks anonymous remailers. Thuật toán RC4 cực kì đơn giản và khá dễ giải thích. Một khóa có độ dài không cố định từ 1 đến 256 bytes (8 đến 2048 bits) được dùng để khởi tạo một vector trạng thái S với phần tử S[0], S[1],…S[255]. S luôn luôn chứa phép hoán dụ của tất cả những số 8 bit từ 0 đến 255. Đối với việc mã hóa và giải mã, 1 byte k (xem sơ đồ 6.8) được phát ra từ S bằng cách chọn lựa 1 trong 255 lối vào trong một kiểu hệ thống. Khi mỗi giá trị k được tạo ra, lối đến S lại một lần nữa được hoán vị. Khởi tạo S (Initialization of S): Để bắt đầu, mọi đầu vào của S được gán những giá trị đều nhau từ 0 đến 255 theo thứ tự tăng dần là S[0] = 0, S[1] = 1,…, S[255] = 255. Một vector tạm thời là T cũng được tạo ra, Nếu độ dài của khóa K là 256 bytes thì K được chuyển thành T. Nếu chiều dài của khóa K là 256 bytes, thì K được truyền đến T. Mặt khác, với chiều dài khóa của byte keylen, phần tử keylen đầu tiên của T được sao chép từ K rồi K là lặp lại nhiều lần để làm đầy T (nếu cần thiết). Những thao tác sơ bộ này có thể tóm tắt như sau : / * Sự khởi tạo * / for i = 0 to 255 do S[i] = i; T[i] = K[i mod keylen]; Kế đến, chúng ta dùng T để tạo ra phép hoán vị ban đầu của S. Điều này bao gồm với việc bắt đầu với S [ 0 ] và cho đến S [ 255 ], và, với mỗi S[i], hoán vị S[i] với những byte khác trong S theo kế hoạch đọc bởi T[i]: / * Phép hoán vị Ban đầu của S * / j = 0; for i = 0 to 255 do j = (j + S[i] + T[i]) mod 256; Swap (S[i], S[j]); Vì thao tác duy nhất trên S là hoán vị,khả năng tác động duy nhất là phép hoán vị. S còn chứa tất cả số từ 0 đến 255. Sự phát sinh luồng (Stream Generation) Véc tơ S được khởi tạo chỉ một lần duy nhất, khóa đầu vào không được sử dụng. Sự phát sinh luồng bao gồm chu kì đi xuyên suốt qua tất cả phần tử của S [ i ], và, với mỗi S [ i], hoán vị S [ i] với một byte khác trong