ABCDEFGHIJKLMNOPQRSTUVWXYZ 7 страница

СМ1 –32-розрядний суматор за модулем 2³² СМ2 – 32-розрядний за модулем 2 N 1, N 2 – 32-розрядні накопичувачі R - 32-розрядний регістр циклічного зсуву S -32-розрядний блок підстановки, який складається з восьми вузлів заміни S₁ ¸ S₈ з пам'яттю 64 біт кожен. Рисунок 3.11 – Шифрування у режимі простої заміни Відкрите повідомлення розбивається на 64-розрядні блоки Т₀. Процедура шифрування містить 32 циклу (j=1,…,32). Перед початком шифрування в ключовий пристрій, що запам'ятовує, вводять 256-розрядний ключ, що розділяється на блоки завдовжки в 32 розряди кожен. К = К₇ К₆ К₅ К₄ К₃ К₂ К₁ К₀. При цьому вхідна послідовність розбивається навпіл: Т₀ = a₁(0), a₂(0),…, a₃₂(0), b₁(0), b₂(0),…, b₃₂(0). Біти b(0), - старші, такі, що стоять ліворуч, а а(0) - молодші біти, що стоять праворуч. Послідовність а(0) = a₃₂(0), a₃₁(0),..., a₀(0) вводять в накопичувач N 1, послідовність b(0) = b₃₂(0), b₃₁(0),…, b₀(0) вводять в накопичувач N 2. Першій цикл процедури шифрування можна описати таким чином

a(1) = f (a(0) + K₀) Å b(0) b(1) = a(0) у даному виразі a(1) - заповнення N1 після першого циклу зашифровування; b(1) - заповнення N2 після першого циклу зашифровування; f - функція шифрування. Аргументом функції f є сума по модулю 2 ³² числа а(0) і числа К₀. Ця функція включає дві операції над одержаною 32-х розрядною сумою (а(0) + K₀). Перша операція є заміною і виконується блоком підстановки S. Блок складається з восьми вузлів заміни S₁ ¸ S₈ з пам'яттю 64 біт кожен. 32-розрядний блок, що поступає від суматора, розбивають на вісім чотирьох- розрядних груп, кожна з яких замінюється іншою чотирьохрозрядною групою. Кожний вузол заміни можна уявити у вигляді таблиці-перестановки шістнадцяти чотирьохрозрядних двійкових чисел в межах 0000…1111. Вхідний вектор – це адреса рядка в таблиці, а число в цьому рядку є вектором на виході. Порядок заміни, що виробляється блоком S, тримається у секреті та відносно рідко змінюється. Друга операція є циклічним зсуванням32-х розрядного вектора ліворуч(на 11 розрядів). Ця операція виконується за допомогою регістра зсування R. У наступному етапі здійснюється складання по модулю два результатів обчислення функції f і вмісту накопичувача N 1. Отриманий результат записують у накопичувач N 1, а у накопичувач N 2 переписують попереднє значення вектора, що містився в N 1. На цьому закінчується перший цикл шифрування. Останні цикли виконуються аналогічно. Відмінність полягає в тому, що, починаючи з 25-го циклу, ключі подаються з блоку КЗУ в зворотному порядку K₇ ¸ K₀. Таким чином, протягом всіх 32-х циклів, подача ключів здійснюється в наступному порядку: K₀, K₁, K₂, K₃, K₄, K₅, K₆, K₇, K₀, K₁, K₂, K₃, K₄, K₅, K₆, K₇, K₀, K₁, K₂, K₃, K₄, K₅, K₆, K₇, K₇, K₆, K₅, K₄, K₃, K₂, K₁, K₀. У 32-му циклі результат з суматора СМ2 вводиться в накопичувач N 2, а в накопичувачі N 1 зберігаєтьсяйого попередній вміст. При цьому вміст обох накопичувачів N 1 і N 2 є блоком зашифрованих даних Т_ш, відповідних блоку відкритих даних Т₀.

де а(j)= a₃₂(j), a₃₁(j)., a₁(j), - заповнення N 1 після j -го циклу шифрування, а b(j)= b₃₂(j), b₃₁(j)., b _1(j), - заповнення N 2 після j -го циклу шифрування; j = 1,2.,31. Блок зашифрованих даних виводиться з обох накопичувачів в наступному порядку. Т_ш = [ a₁(32), a₂(32),…, a₃₂(32), b₁(32), b₂(32),..., b₃₂(32) ]. Решта блоків відкритих даних зашифровуваються в режимі простої заміни аналогічно. Процедура розшифрування має той же вигляд, що і при шифруванні. Прийнятий з каналу зв'язку блок Т_ш, записують в накопичувачі N 1 і N 2 так, щоб початкове значення вмісту накопичувача N 1 мало вигляд [ a₃₂(32), a₃₁(32),…, a₂(32), a₁(32) ], а вміст накопичувача N 2, мало вигляд [ b₃₂(32), b₃₁(32),…, b₂(32), b₁(32) ]. Розшифровування здійснюється таким чином, що і шифрування, проте порядок подачі 32-х розрядних ключів здійснюється в наступному порядку: K₀, K₁, K₂, K₃, K₄, K₅, K₆, K₇, K₇, K₆, K₅, K₄, K₃, K₂, K₁, K₀ K₇, K₆, K₅, K₄, K₃, K₂, K₁, K₀, K₇, K₆, K₅, K₄, K₃, K₂, K₁, K₀. Рівняння розшифрування при цьому мають вигляд:

а(32 - j) = f [ а(32 - j + 1) + K _j-1 ] Å b(32 - j + 1) при j = 1,…, 8; b(32 - j) = а(32 - j + 1)

а(32 - j) = f [ а(32 - j + 1) + K _{32 - j(mod 8)} ] Å b(32 - j + 1) при j = 9,…,31; b(32 - j) = а(32 - j + 1)

а(0) = а(1) при j = 32. b(0) = f [ а(1) + K ₀ ] Å b(1) Одержані після 32-х циклів роботи заповнення накопичувачів N 1 і N 2 утворюють блок відкритих даних. Т₀ = [ a₁(0), a₂(0),…, a₃₂(0) b₁(0), b₂(0)., b₃₂(0) ]. Аналогічно розшифровується решта блоків зашифрованих даних. Введемо функцію алгоритму шифрування методом простої заміни А(Т₀)= Т_ш. Режим простої заміни допустимо застосовувати для шифрування даних тільки в обмежених випадках – при виробці ключа і зашифровуванням його з забезпеченням імітозахисту для передачі по каналах зв¢язку чи для збереження в пам'яті комп'ютера. 3.6.2 Режим гаммування При використанні шифрування в режимі гаммування, вихідна послідовність, як і у попередньому випадку, розбивається на блоки завдовжки 64 біта. Т₀(1), Т₀(2), Т₀(3)., Т₀(i)., Т₀(m) де Т₀⁽ⁱ⁾- i – й64-х розрядний блок відкритих даних; i = 1,…, m. Шифрування цих блоків здійснюється в режимі гаммування шляхом накладення на них шифруючої гамми. Г_ш= (Г_ш⁽¹⁾, Г_ш⁽²⁾, …, Г_ш⁽ⁱ⁾, …, Г_ш⁽^m⁾) де Гш ⁽ⁱ⁾ - i -ий 64-х розрядний блок відкритих даних; i = 1, …,m. Число двійкових розрядів в блоці може бути менше 64. В цьому випадку зайва частина гамми відкидається. Рівняння шифрування має вигляд Т_ш⁽ⁱ⁾= Т₀⁽ⁱ⁾ Å Г_ш⁽ⁱ⁾ де Г_ш⁽ⁱ⁾ = А(Y_i_-1 + C₂, Z_i_-1 + C₁), i = 1, …, m; Т_ш⁽ⁱ⁾- i -й блок 64-х розрядного блоку зашифрованого тексту. A(.) - шифрування в режимі простої заміни. C1, C2- 32-х розрядні двійкові константи. Yi, Zi- 32-х розрядні двійкові послідовності. Величини Yi, Zi визначаються ітераційно по мірі формування гамми шифру. (Yi, Zi) = A(S) де S - синхропосилка (64-розрядна двійкова послідовність). (Yi, Zi) = А(Yi -1 + C2, Zi -1 + C1), i = 1 … m.

КЗП - ключовий пристрій, що запам'ятовує на 256 біт; СМ1 –32-розрядний суматор за модулем 2³² СМ2 – 32-розрядний за модулем 2 N 1, N 2 – 32-розрядні накопичувачі R - 32-розрядний регістр циклічного зсуву S -32-розрядний блок підстановки, який складається з восьми вузлів заміни S₁ ¸ S₈ з пам'яттю 64 біт кожен. Рис. 3.12 Схема реалізації режиму гаммування Процедура гаммування здійснюється таким чином. У накопичувачі N 6 і N 5 наперед записуються константи, що мають наступні значення в шістнадцятковій формі: С1 = 01010104₍₁₆₎ С2 = 01010101₍₁₆₎ У ключовий запам’ятувальний пристрій КЗПвводиться 256 біт ключа; у накопичувачі N 1 і N 2 - 64-розрядна двійкова послідовність (синхропосилка) S = (S₁, S₂., S_i,…, S₆₄) Ця синхропосилка є початковим заповненням накопичувачів N 1 і N 2 для послідовного формування m блоків гамми шифру. N 1 ® (S₃₂, S₃₁., S₂, S₁) N 2 ® (S₆₄, S₆₃., S₃₂, S₃₁) Синхропосилка S шифрується в режимі простої заміни, а результат її шифрування A(S) = (Y₀, Z₀) переписується в 32-х розрядні накопичувачі N 3 і N 4, таким чином: N 1 ® N 3 N 2 ® N 4 Після цього, вміст накопичувачів N 6 і N 4 підсумовується по модулю 2³² – 1 в СМ4, а вміст накопичувачів N 5 і N 3 підсумовується по модулю 2³² в СМ3. При цьому, в першому випадку результат підсумовування записується в накопичувач N 4, а в другому випадку - в накопичувач N 3. На наступному кроці вміст накопичувача переписується в накопичувач N 2, а вміст накопичувача N 3 переписується в N 1. При цьому вміст накопичувачів N 4 і N 3 зберігається, а вміст накопичувачів N 1 і N 2 використовується як шифруюча гамма Г_ш⁽¹⁾ = (g₁⁽¹⁾, g₂⁽¹⁾, …, g₆₃⁽¹⁾, g₆₄⁽¹⁾), яка порозрядно підсумовується по модулю два в суматорі СМ5 з першим блоком послідовності Т₀⁽¹⁾= (t₁⁽¹⁾, t₂⁽¹⁾., t₆₃⁽¹⁾, t₆₄⁽¹⁾). В результаті, на виході суматора СМ5 одержують перший зашифрований блок. Т_ш⁽¹⁾ = Т₀⁽¹⁾ Å Г_ш⁽¹⁾= (t₁⁽¹⁾, t₂⁽¹⁾, …, t₆₃⁽¹⁾, t₆₄⁽¹⁾). де t_i⁽¹⁾= t_i⁽¹⁾ Å g_i⁽¹⁾; i = 1, …, 64. На наступному етапі шифрування, коли криптографічному перетворенню піддається блок Т₀⁽²⁾, зміст накопичувачів ще раз підсумовується з константами С1 і С2, що містяться в накопичувачах N 5 і N 6. Коли результати підсумовування знов опиняться в накопичувачах N 1 и N 2, вони наново шифруються в режимі простої заміни і, таким чином, формується нова гамма Г_ш⁽²⁾. Формування подальших блоків гамми Г_ш⁽ⁱ⁾ здійснюється аналогічно. Розшифровування в режимі гаммування здійснюється таким же чином як і шифрування. Рівняння розшифрування має вигляд Т₀⁽ⁱ⁾= Т_ш⁽ⁱ⁾ Å Г_ш⁽ⁱ⁾ = Т_ш⁽ⁱ⁾ Å А(Y_i_-1 + C₂, Z_i_-1 + C₁), i = 1, …, m. Процес розшифровування можливий тільки за наявності синхропосилки, яка не є секретним числом і передається разом з повідомленням у відкритому вигляді.