Московский Государственный Институт Электроники и Математики
Курсовая работа
на тему Криптографические протоколы
Студенты группы М8-08
Расин Вадим
Клочков Павел
г.Москва
2000 г.
Криптографические протоколы
Протокол - это последовательность шагов, которые предпринимают две или большее количество сторон для совместного решения некоторой задачи. Следует обратить внимание на то, что все шаги предпринимаются в порядке строгой очередности и ни один из них не может быть сделан прежде, чем закончится предыдущий.
Кроме того, любой протокол подразумевает участие двух сторон. В одиночку можно смешать и выпить коктейль, но к протоколу эти действия не будут иметь никакого отношения. Поэтому придется угостить кого-нибудь сделанным коктейлем, чтобы его приготовление и дегустация стали настоящим протоколом. И наконец, протокол обязательно предназначен для достижения какой-то цели, иначе это не протокол, а пустое времяпрепровождение.
У протоколов есть также и другие отличительные черты:
каждый участник протокола должен быть заранее оповещен о шагах, которые ему предстоит предпринять;
все участники протокола должны следовать его правилам добровольно, без принуждения;
необходимо, чтобы протокол допускал только однозначное толкование, а его шаги были совершенно четко определены и не допускали возможности их неправильного понимания;
протокол должен описывать реакцию участников на любые ситуации, которые могут возникнуть в ходе его реализации. Иными словами, недопустимым является положение, при котором для возникшей ситуации протоколом не определено соответствующее действие.
Криптографическим протоколом называется протокол, в основе которого лежит криптографический алгоритм. Однако целью криптографического протокола зачастую является не только сохранение информации в тайне от посторонних. Участники криптографического протокола могут быть близкими друзьями, у которых нет друг от друга секретов, а могут являться и непримиримыми врагами, каждый из которых отказывается сообщить другому, какое сегодня число. Тем не менее им может понадобиться поставить свои подписи под совместным договором или удостоверить свою личность. В этом случае криптография нужна, чтобы предотвратить или обнаружить подслушивание посторонними лицами, а также не допустить мошенничества. Поэтому часто криптографический протокол требуется там, где его участники не должны сделать или узнать больше того, что определено этим протоколом.
Зачем нужны криптографические протоколы
В повседневной жизни нам приходится сталкиваться с протоколами буквально на каждом шагу - играя в любые игры, или делая покупки в магазинах, или голосуя на выборах. Многими протоколами нас научили пользоваться родители, школьные учителя и друзья. Остальные мы сумели узнать самостоятельно.
В настоящее время люди все чаще контактируют друг с другом при помощи компьютеров. Компьютеры же, в отличие от большинства людей, в школу не ходили, у них не было родителей, да и учиться без помощи человека они не в состоянии. Поэтому компьютеры приходится снабжать формализованными протоколами, чтобы они смогли делать то, что люди выполняют не задумываясь. Например, если в магазине не окажется кассового аппарата, вы все равно окажетесь в состоянии купить в нем необходимую для себя вещь. Компьютер же такое кардинальное изменение протокола может поставить в полный тупик.
Большинство протоколов, которые люди используют при общении друг с другом с глазу на глаз, хорошо себя зарекомендовали только потому, что их участники имеют возможность вступить в непосредственный контакт. Взаимодействие с другими людьми через компьютерную сеть, наоборот, подразумевает анонимность. Будете ли вы играть с незнакомцем в преферанс, не видя, как он тасует колоду и раздает картыДоверите ли вы свои деньги совершенно постороннему человеку, чтобы он купил вам что-нибудь в магазинеПошлете ли вы свой бюллетень голосования по почте, зная, что с ним сможет ознакомиться кто-то из почтовых работников и потом рассказать всем о ваших нетрадиционных политических пристрастияхДумаю, что нет.
Глупо считать, что компьютерные пользователи ведут себя более честно, чем абсолютно случайные люди. То же самое касается и сетевых администраторов, и проектировщиков компьютерных сетей. Большинство из них и в самом деле достаточно честны, однако остальные могут причинить вам слишком большие неприятности. Поэтому так нужны криптографические протоколы, использование которых позволяет защититься от непорядочных людей.
Распределение ролей
Чтобы описание протоколов было более наглядным, их участники будут носить имена, которые однозначно определяют роли, им уготованные (см. таблицу). Антон и Борис принимают участие во всех двухсторонних протоколах. Как правило, начинает выполнение шагов, предусмотренных протоколом, Антон, а ответные действия предпринимает Борис. Если протокол является трех- или четырехсторонним, исполнение соответствующих ролей берут на себя Владимир и Георгий.
Об остальных персонажах подробнее будет рассказано несколько позже.
Протоколы с арбитражем
Арбитр является незаинтересованным участником протокола, которому остальные участники полностью доверяют, предпринимая соответствующие действия для завершения очередного шага протокола. Это значит, что у арбитра нет личной заинтересованности в достижении тех или иных целей, преследуемых участниками протокола, и он не может выступить на стороне одного из них. Участники протокола также принимают на веру все, что скажет арбитр, и беспрекословно следуют всем его рекомендациям.
В протоколах, которым мы следуем в повседневной жизни, роль арбитра чаще всего играет адвокат. Однако попытки перенести протоколы с адвокатом в качестве арбитра из повседневной жизни в компьютерные сети наталкиваются на существенные препятствия:
Легко довериться адвокату, про которого известно, что у него незапятнанная репутация и с которым можно установить личный контакт. Однако если два участника протокола не доверяют друг другу, арбитр, не облаченный в телесную оболочку и существующий где-то в недрах компьютерной сети, вряд ли будет пользоваться у них большим доверием.
Расценки на услуги, оказываемые адвокатом, известны. Кто и каким образом будет оплачивать аналогичные услуги арбитра в компьютерной сетиВведение арбитра в любой протокол увеличивает время, затрачиваемое на реализацию этого протокола.
Поскольку арбитр контролирует каждый шаг протокола, его участие в очень сложных протоколах может стать узким местом при реализации таких протоколов. Соответствующее увеличение числа арбитров позволяет избавиться от данного узкого места, однако одновременно увеличиваются и расходы на реализацию протокола.
В силу того, что все участники протокола должны пользоваться услугами одного и того же арбитра, действия злоумышленника, который решит нанести им ущерб,
будут направлены, в первую очередь, против этого арбитра. Следовательно, арбитр представляет собой слабое звено в цепи участников любого протокола с арбитражем.
Несмотря на отмеченные препятствия, протоколы с арбитражем находят широкое применение на практике.
Протокол с судейством
Чтобы снизить накладные расходы на арбитраж, протокол, в котором участвует арбитр, часто делится на две части. Первая полностью совпадает с обычным протоколом без арбитража, а ко второй прибегают только в случае возникновения разногласий между участниками. Для разрешения конфликтов между ними используется особый тип арбитра - судья.
Подобно арбитру, судья является незаинтересованным участником протокола, которому остальные его участники доверяют при принятии решений. Однако в отличие от арбитра, судья участвует отнюдь не в каждом шаге протокола. Услугами судьи пользуются, только если требуется разрешить сомнения относительно правильности действий участников протокола. Если таких сомнений ни у кого не возникает, судейство не понадобится.
В компьютерных протоколах с судейством предусматривается наличие данных, проверив которые доверенное третье лицо может решить, не смошенничал ли кто-либо из участников этого протокола. Хороший протокол с судейством также позволяет выяснить, кто именно ведет себя нечестно. Это служит прекрасным превентивным средством против мошенничества со стороны участников такого протокола.
Самоутверждающийся протокол
Самоутверждающийся протокол не требует присутствия арбитра для завершения каждого шага протокола. Он также не предусматривает наличие судьи для разрешения конфликтных ситуаций. Самоутверждающийся протокол устроен так, что если один из его участников мошенничает, другие смогут моментально распознать нечестность, проявленную этим участником, и прекратить выполнение последующих шагов протокола.
Конечно же, хочется, чтобы существовал универсальный самоутверждающийся протокол на все случаи жизни. Однако на практике в каждом конкретном случае приходится конструировать свой специальный самоутверждающийся протокол.
Разновидности атак на протоколы
Атаки на протоколы бывают направлены против криптографических алгоритмов, которые в них задействованы, против криптографических методов, применяемых для их реализации, а также против самих протоколов. Для начала предположим, что используемые криптографические алгоритмы и методы являются достаточно стойкими, и рассмотрим атаки собственно на протоколы.
Лицо, не являющееся участником протокола, может попытаться подслушать информацию, которой обмениваются его участники. Это пассивная атака на протокол, которая названа так потому, что атакующий (будем именовать его Петром) может только накапливать данные и наблюдать за ходом событий, но не в состоянии влиять на него. Пассивная атака подобна криптоаналитической атаке со знанием только шифртекста. Поскольку участники протокола не обладают надежными средствами, позволяющими им определить, что они стали объектом пассивной атаки, для защиты от нее используются протоколы, дающие возможность предотвращать возможные неблагоприятные последствия пассивной атаки, а не распознавать ее.
Атакующий может попытаться внести изменения в протокол ради собственной выгоды. Он может выдать себя за участника протокола, внести изменения в сообщения, которыми обмениваются участники протокола, подменить информацию, которая хранится в компьютере и используется участниками протокола для принятия решений. Это активная атака на протокол, поскольку атакующий (назовем его Зиновием) может вмешиваться в процесс выполнения шагов протокола его участниками.
Итак, Петр пытается собрать максимум информации об участниках протокола и об их действиях. У Зиновия же совсем другие интересы - ухудшение производительности компьютерной сети, получение несанкционированного доступа к ее ресурсам, внесение искажений в базы данных. При этом и Петр, и Зиновий не обязательно являются совершенно посторонними лицами. Среди них могут быть легальные пользователи, системные и сетевые администраторы, разработчики программного обеспечения и даже участники протокола, которые ведут себя непорядочно или даже вовсе не соблюдают этот протокол.
В последнем случае атакующий называется мошенником. Пассивный мошенник следует всем правилам, которые определены протоколом, но при этом еще и пытается узнать о других участниках больше, чем предусмотрено этим протоколом. Активный мошенник вносит произвольные изменения в протокол, чтобы нечестным путем добиться для себя наибольшей выгоды.
Защита протокола от действий нескольких активных мошенников представляет собой весьма нетривиальную проблему. Тем не менее при некоторых условиях эту проблему удается решить, предоставив участникам протокола возможность вовремя распознать признаки активного мошенничества. А защиту от пассивного мошенничества должен предоставлять любой протокол вне зависимости от условий, в которые поставлены его участники.
Доказательство с нулевым разглашением конфиденциальной информации
Антон: "Я знаю пароль для входа в компьютерную сеть Центробанка и рецепт приготовления Байкала"".
Борис: "Нет, не знаешь!"
Антон: "Нет, знаю!"
Борис: "Чем докажешь"
Антон: "Хорошо, я тебе все расскажу".
Антон долго шепчет что-то на ухо Борису.
Борис: "Действительно интересно! Надо сообщить об этом газетчикам!"
Антон: "Ё-моё..."
К сожалению, в обычных условиях Антон может доказать Борису, что знает какую-либо тайну, единственным способом - рассказав, в чем состоит ее суть. Но тогда Борис автоматически узнает эту тайну и сможет поведать о ней первому встречному. Есть ли у Антона возможность помешать Борису это сделатьКонечно, есть. В первую очередь, Антону не следует доверять свою тайну Борису. Но как тогда Антон сможет убедить Бориса в том, что действительно входит в число посвященныхАнтону надо воспользоваться протоколом доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации. С помощью этого протокола Антон окажется в состоянии доказать Борису, что он обладает некой секретной информацией, однако разглашать данную информацию перед Борисом будет совсем не обязательно.
Доказательство носит интерактивный характер. Борис задает Антону серию вопросов. Если Антон знает секрет, то ответит правильно на все заданные ему вопросы. Если не знает, вероятность правильного ответа на каждый из вопросов будет невелика. После примерно 10 вопросов Борис будет точно знать, обманывает ли его Антон. При этом шансы Бориса извлечь для себя какую-либо полезную информацию о сути самого секрета практически равны нулю.
Протокол доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации
Использование доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации можно пояснить на конкретном примере.
Предположим, что имеется пещера, точка входа в пещеру обозначена буквой A, в точке B пещера разветвляется на две половины - C и D (см. рисунок). У пещеры есть секрет: только тот, кто знает волшебные слова, может открыть дверь, расположенную между C и D.
Антону волшебные слова
известны, Борису - нет. Антон хочет доказать Борису, что знает волшебные слова, но так, чтобы Борис по-прежнему оставался в неведении относительно этих слов. Тогда Антон может воспользоваться следующим протоколом:
1. Борис стоит в точке A.
2. По своему выбору Антон подходит к двери либо со стороны точки C, либо со стороны точки D.
3. Борис перемещается в точку B.
4. Борис приказывает Антону появиться или (а) - через левый проход к двери, или (б) - через правый проход к двери.
5. Антон подчиняется приказу Бориса, в случае необходимости используя волшебные слова, чтобы пройти через дверь.
6. Шаги 1-5 повторяются n раз, где n - параметр протокола.
Допустим, что у Бориса есть видеокамера, с помощью которой он фиксирует все исчезновения Антона в недрах пещеры и все его последующие появления с той или иной стороны. Если Борис покажет записи всех n экспериментов, произведенных им совместно с Антоном, смогут ли эти записи послужить доказательством знания Антоном волшебных слов для другого человека (например, для Владимира)Вряд ли. Владимир никогда не сможет полностью удостовериться в том, что Антон каждый раз предварительно не сообщал Борису, с какой стороны он направится к двери, чтобы потом Борис приказывал ему выходить именно с той стороны, с какой Антон зашел. Или что из сделанной видеозаписи не вырезаны все неудачные эксперименты, в ходе которых Антон появлялся совсем не с той стороны, с какой ему приказывал Борис.
Это означает, что Борис не в состоянии убедить Владимира, лично не присутствовавшего при проведении экспериментов в пещере, в том, что Антон действительно подтвердил там свое знание секрета. А значит, использованный Антоном протокол доказательства характеризуется именно нулевым разглашением конфиденциальной информации. Если Антон не знает волшебные слова, открывающие дверь в пещере, то, наблюдая за Антоном, не сможет ничего узнать и Борис. Если Антону известны волшебные слова, то Борису не поможет даже подробная видеозапись проведенных экспериментов. Во-первых, поскольку при ее просмотре Борис увидит только то, что уже видел живьем. А во-вторых, потому что практически невозможно отличить сфальсифицированную Борисом видеозапись от подлинной.
Протокол доказательства с нулевым разглашением срабатывает в силу того, что, не зная волшебных слов, Антон может выходить только с той стороны, с которой зашел. Следовательно, только в 50 % всех случаев Антон сумеет обмануть Бориса, сумев выйти именно с той стороны, с которой тот попросит. Если количество экспериментов равно n, то Антон успешно пройдет все испытания только в одном случае из 2n. На практике можно ограничиться n=16. Если Антон правильно исполнит приказ Бориса во всех 16 случаях, значит, он и вправду знает волшебные слова.
Пример с пещерой является очень наглядным, но имеет существенный изъян. Борису будет значительно проще проследить, как в точке B Антон поворачивает в одну сторону, а потом появляется с противоположной стороны. Протокол доказательства с нулевым разглашением здесь попросту не нужен.
Поэтому предположим, что Антону известны не какие-то там волшебные слова типа "Сезам, откройся". Нет, Антон владеет более интересной информацией - он первым сумел справиться с труднорешаемой задачей. Чтобы доказать этот факт Борису, Антону совсем не обязательно публично демонстрировать свое решение. Ему достаточно применить следующий протокол доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации:
1. Антон использует имеющуюся у него информацию и сгенерированное случайное число, чтобы свести труднорешаемую задачу к другой труднорешаемой задаче, изоморфной исходной задаче. Затем Антон решает эту новую задачу.
2. Антон задействует протокол предсказания бита для найденного на шаге 1 решения, чтобы впоследствии, если у Бориса возникнет необходимость ознакомиться с этим решением, Борис мог бы достоверно убедиться, что предъявленное Антоном решение действительно было получено им на шаге 1.
3. Антон показывает новую труднорешаемую задачу Борису.
4. Борис просит Антона
или (а) - доказать, что две труднорешаемые задачи (старая и новая) изоморфны,
или (б) - предоставить решение, которое Антон должен был найти на шаге 1, и доказать, что это действительно решение задачи, к которой Антон свел исходную задачу на том же шаге.
5. Антон выполняет просьбу Бориса.
6. Антон и Борис повторяют шаги 1-6 n раз, где n - параметр протокола.
Труднорешаемые задачи, способ сведения одной задачи к другой, а также случайные числа должны по возможности выбираться так, чтобы у Бориса не появилось никакой информации относительно решения исходной задачи даже после многократного выполнения шагов протокола.
Не все труднорешаемые задачи могут быть использованы при доказательстве с нулевым разглашением конфиденциальной информации, однако большинство из них вполне пригодны для таких целей. Примерами могут служить отыскание в связном графе цикла Гамильтона (замкнутого пути, проходящего через все вершины графа только один раз) и определение изоморфизма графов (два графа изоморфны, если они отличаются только названиями своих вершин).
Параллельные доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации
Обычный протокол доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации требует, чтобы Антон и Борис последовательно повторили его шаги n раз. Можно попробовать выполнять действия, предусмотренные этим протоколом, одновременно:
1. Антон использует имеющуюся у него информацию и n сгенерированных случайных чисел, чтобы свести труднорешаемую задачу к n другим труднорешаемым задачам, изоморфным исходной задаче. Затем Антон решает эти n новых задач.
2. Антон задействует протокол предсказания бита для найденных на шаге 1 n решений, чтобы впоследствии, если у Бориса возникнет необходимость ознакомиться с этими решениями, Борис мог бы достоверно убедиться, что предъявленные Антоном решения действительно были получены им на шаге 1.
3. Антон показывает n новых труднорешаемых задач Борису.
4. Для каждой из n новых труднорешаемых задач Борис просит Антона
или (а) - доказать, что она изоморфна исходной труднорешаемой задаче,
или (б) - предоставить решение этой задачи, которое Антон должен был найти на шаге 1, и доказать, что оно действительно является ее решением.
5. Антон выполняет все просьбы Бориса.
На первый взгляд параллельный протокол обладает тем же свойством нулевого разглашения конфиденциальной информации, что и обычный. Однако строгого доказательства этого факта еще не найдено. А пока с полной определенностью можно сказать лишь одно: некоторые интерактивные протоколы доказательства с нулевым разглашением в некоторых ситуациях можно выполнять параллельно, и от этого они не утрачивают свойство нулевого разглашения конфиденциальной информации.
Неинтерактивные протоколы доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации
Постороннее лицо, не участвующее в выполнении шагов интерактивного протокола доказательства с нулевым разглашением конфиденциальной информации, невозможно убедить
в том, в чем в ходе реализации протокола убеждается Борис, а именно - что Антон действительно владеет конфиденциальной информацией. Чтобы преодолеть этот недостаток, потребуется применить неинтерактивный протокол, в котором вместо Бориса используется однонаправленная функция:
1. Антон использует имеющуюся у него информацию и n сгенерированных случайных чисел, чтобы свести труднорешаемую задачу к n другим труднорешаемым задачам, изоморфным исходной задаче. Затем Антон решает эти n новых задач.
2. Антон задействует протокол предсказания бита для найденных на шаге 1 n решений.
3. Антон подает n обязательств, полученных им на шаге 2, на вход однонаправленной функции.
4. Для каждой i-й труднорешаемой задачи, к которой Антон свел исходную задачу на шаге 1, он берет i-й бит значения, вычисленного с помощью однонаправленной функции, и
(а) если этот бит равен 1, то Антон доказывает, что исходная и i-я задачи изоморфны, или
(б) если этот бит равен 0, то Антон помещает в общедоступную базу данных решение i-й задачи, вычисленное на шаге 1.
5. Антон передает в общедоступную базу данных все обязательства, которые были получены им на шаге 2.
6. Борис, Владимир или любое другое заинтересованное лицо могут проверить правильность выполнения шагов 1-5 Антоном.
Удивительно, но факт: Антон предоставляет в общее пользование данные, которые позволяют любому убедиться в том, что он владеет некоторым секретом, и в то же время не содержат никакой информации о сути самого секрета.
Роль Бориса в этом протоколе исполняет однонаправленная функция. Если Антон не знает решения труднорешаемой задачи, он все равно может выполнить действия, предусмотренные или пунктом (а), или пунктом (б) шага 4 протокола, но отнюдь не обоими пунктами сразу. Поэтому, чтобы смошенничать, Антону придется научиться предсказывать значения однонаправленной функции. Однако, если функция действительно является однонаправленной, Антон не сможет ни догадаться, какими будут ее значения, ни повлиять на нее с тем, чтобы на ее выходе получилась нужная Антону битовая последовательность.
В отличие от интерактивного протокола, здесь требуется большее количество итераций. Поскольку генерация случайных чисел возложена на Антона, подбором этих чисел он может попытаться добиться, чтобы на выходе однонаправленной функции получилась битовая последовательность нужного ему вида. Ведь даже если Антон не знает решения исходной труднорешаемой задачи, он всегда в состоянии выполнить требования или пункта (а), или пункта (б) шага 4 протокола.
Тогда Антон может попытаться догадаться, на какой из этих пунктов падет выбор, и выполнить шаги 1-3 протокола. А если его догадка неверна, он повторит все сначала. Именно поэтому в неинтерактивных протоколах необходим больший запас прочности, чем в интерактивных. Рекомендуется выбирать n=64 или даже n=128.
Доказано, что в общем случае любое математическое доказательство может быть соответствующим образом преобразовано в доказательство с нулевым разглашением конфиденциальной информации. А это означает, что теперь математику вовсе не обязательно публиковать результаты своих научных исследований. Он может доказать своим коллегам, что нашел решение какой-то математической проблемы, не раскрывая перед ними сути найденного решения.
Удостоверение личности с нулевым разглашением конфиденциальной информации
В повседневной жизни людям регулярно приходится удостоверять свою личность. Обычно они делают это путем предъявления паспортов, водительских прав, студенческих билетов и других подобных документов. Такой документ обычно имеет некоторую индивидуальную отличительную особенность, которая позволяет однозначно связать его с определенным лицом. Чаще всего это фотография, иногда - подпись, реже - отпечатки пальцев или рентгеновский снимок зубов. Можно ли делать то же самое с помощью криптографииКонечно. В этом случае для удостоверения личности Антона используется его тайный криптографический ключ. Применяя доказательство с нулевым разглашением конфиденциальной информации, Антон может продемонстрировать любому, что знает свой тайный ключ, и тем самым однозначно идентифицировать себя. Идея цифровой идентификации весьма заманчива и таит в себе массу разнообразных возможностей, однако у нее есть ряд существенных недостатков.
Во-первых, злоумышленник Зиновий под фальшивым предлогом может попросить Антона предъявить свое цифровое удостоверение личности. Одновременно с помощью современных средств связи Зиновий инициализирует процесс идентификации Антона совсем в другом месте и будет переадресовывать все запросы из этого места Антону, а данные им ответы - пересылать обратно. Например, Зиновий может связаться с ювелирным магазином и, выдав себя за Антона, оплатить из его кармана весьма дорогую покупку.
Во-вторых, Зиновий может запросто обзавестись несколькими тайными ключами, а следовательно, и заиметь соответствующее число цифровых удостоверений личности. Одно из них он использует единственный раз для финансовой аферы и больше им пользоваться не будет. Свидетелем преступления станет лицо, которому Зиновий предъявит свое "одноразовое" удостоверение личности, однако доказать, что это был именно Зиновий, не удастся. Ведь предусмотрительный Зиновий никогда не удостоверял таким образом свою личность прежде. Не станет он делать этого и впредь. А свидетель сможет только показать, какое удостоверение личности было предъявлено преступником. Однозначно связать это удостоверение с личностью Зиновия будет нельзя.
В-третьих, Антон может попросить Зиновия одолжить на время его цифровое удостоверение личности. Мол, Антону надо съездить в Соединенные Штаты, а поскольку он - бывший сотрудник советской разведки, работавший против США, американское правительство наотрез отказывает ему во въездной визе. Зиновий с радостью соглашается: после отъезда Антона он может пойти практически на любое преступление, поскольку обзавелся "железным" алиби. С другой стороны, ничто не мешает совершить преступление Антону. Кто поверит лепету Зиновия о том, что он одолжил свое цифровое удостоверение личности какому-то другому человекуИзбавиться от перечисленных недостатков помогают дополнительные меры предосторожности. В первом случае мошенничество стало возможным, поскольку Зиновий, проверяя цифровое удостоверение личности Антона, мог одновременно общаться с внешним миром по телефону или радио. Если Зиновия поместить в экранированную комнату без всяких средств связи, никакого мошенничества не было бы.
Чтобы исключить вторую форму мошенничества, необходимо ввести ограничение на количество ключей, которые человеку разрешается использовать, чтобы удостоверить свою личность (как правило, такой ключ должен существовать в единственном числе).
И наконец, чтобы не допустить третий вид мошенничества, требуется либо заставить всех граждан удостоверять свою личность как можно чаще (например, у каждого фонарного столба, как это делается в тоталитарных государствах), либо дополнить средства цифровой идентификации другими идентификационными
методами (например, проверкой отпечатков пальцев).
Неосознанная передача информации
Предположим, что Борис безуспешно пытается разложить на простые множители 700-битовое число. При этом ему известно, что данное число является произведением семи 100-битовых множителей. На помощь Борису приходит Антон, который случайно знает один из множителей. Антон предлагает Борису продать этот множитель за 1000 рублей - по 10 рублей за бит. Однако у Бориса имеются в наличии лишь 500 рублей. Тогда Антон выражает желание отдать Борису 50 бит за половину цены. Борис сомневается, поскольку даже купив эти 50 бит, он все равно не сможет убедиться, что они действительно являются частью искомого множителя, пока не узнает все его биты целиком.
Чтобы выйти из тупика, Антон и Борис должны воспользоваться протоколом неосознанной передачи информации. В соответствии с ним Антон передает Борису несколько шифрованных сообщений. Борис выбирает одно из них и отсылает все сообщения обратно. Антон расшифровывает выбранное Борисом сообщение и снова отсылает Борису. При этом Антон остается в неведении относительно того, какое именно сообщение выбрал для себя Борис.
Протокол неосознанной передачи информации не решает всех проблем, которые стоят перед Антоном и Борисом, желающими заключить сделку о купле-продаже одного из множителей 700-битового числа. Чтобы сделка стала честной, Антон должен будет доказать Борису, что проданные 50 бит действительно являются частью одного из простых множителей, на которые раскладывается это число. Поэтому Антону скорее всего придется дополнительно воспользоваться еще и протоколом доказательства с нулевым разглашением информации.
Следующий протокол позволяет Антону послать два сообщения, одно из которых будет принято Борисом, но какое именно, Антон так и не узнает.
1. Антон генерирует две пары ключей, состоящих из открытого и тайного ключа, и отсылает оба открытых ключа Борису.
2. Борис генерирует ключ для симметричного алгоритма (например, для DES-алгоритма), шифрует этот ключ при помощи одного из открытых ключей, присланных Антоном, и отсылает обратно Антону.
3. Антон расшифровывает ключ Бориса с помощью каждого из двух своих тайных ключей, сгенерированных им на шаге 1, и получает две битовых последовательности. Одна из них является подлинным ключом для DES-алгоритма, а другая содержит произвольный набор битов.
4. Антон шифрует два сообщения по DES-алгоритму, используя в качестве ключей обе битовые последовательности, которые были получены им на шаге 3, и отсылает результаты шифрования Борису.
5. Борис расшифровывает оба присланных Антоном сообщения на ключе, сгенерированном на шаге 2, и обретает два открытых текста сообщения, один из которых представляет собой настоящую тарабарщину, а второй - содержательное послание.
Теперь у Бориса имеется одно из двух сообщений Антона, однако последний не может со всей определенностью сказать, какое именно. К сожалению, если в протоколе не предусмотреть дополнительный проверочный шаг, у Антона будет возможность смошенничать (например, зашифровать на шаге 4 два идентичных сообщения). Поэтому необходим еще один, заключительный шаг протокола:
6. После того как отпала надобность хранить в секрете второе сообщение (к примеру, у Бориса нашлись еще 500 рублей, чтобы выкупить у Антона оставшуюся половину множителя), Антон предоставляет Борису свои тайные ключи, чтобы тот мог убедиться в честности Антона.
Протокол защищен от атаки со стороны Антона, поскольку на шаге 3 Антон не в состоянии отличить произвольную битовую последовательность от подлинного ключа DES-алгоритма, сгенерированного Борисом. Протокол также обеспечивает защиту от атаки со стороны Бориса, так как у того нет тайных ключей Антона, чтобы определить битовую последовательность, использованную Антоном в качестве ключа DES-алгоритма для шифрования второго сообщения.
Конечно, протокол неосознанной передачи информации отнюдь не гарантирует, что Антон не пошлет Борису какие-нибудь бессмысленные послания (типа "Борис - лох" или "Мяу-мяу") вместо битов одного из семи простых множителей, на которые раскладывается исходное 700-битовое число. Или что Борис вообще захочет с ними ознакомиться и примет участие в выполнении шагов этого протокола.
На практике протокол неосознанной передачи информации используется довольно редко. Обычно он служит в качестве одного из строительных блоков для построения других протоколов.
Анонимные совместные вычисления
Иногда бывает так, что группе людей требуется совместно вычислить некоторую функцию от многих переменных. Каждый участник вычислительного процесса является источником значений одной или нескольких переменных этой функции. Результат вычислений становится известен всем членам группы, однако ни один из них не в состоянии выяснить что-либо о значениях, поданных на вход функции другим членом группы.
Вычисление средней зарплаты
Допустим, что начальник отдела приказал своим подчиненным подсчитать среднюю зарплату в отделе. Начальник осведомлен о зарплате любого сотрудника, но слишком занят более важными делами, чтобы отвлекаться на подобные пустяки. Каждый сотрудник прекрасно знает собственную зарплату, но категорически не желает сообщать о ней сослуживцам. Чтобы сотрудники отдела могли просуммировать свои оклады, сохранив их в тайне от других, им следует воспользоваться следующим протоколом:
1. Антон генерирует случайное число, прибавляет его к своей зарплате, шифрует полученную сумму при помощи открытого ключа Бориса и затем передает то, что у него получилось, Борису.
2. На своем тайном ключе Борис расшифровывает результат, вычисленный Антоном, прибавляет к нему свою зарплату, шифрует полученную сумму при помощи открытого ключа Владимира и затем передает то, что у него получилось, Владимиру.
3. На своем тайном ключе Владимир расшифровывает результат, вычисленный Борисом, прибавляет к нему свою зарплату, шифрует полученную сумму при помощи открытого ключа Георгия и затем передает то, что у него получилось, Георгию.
4. На своем тайном ключе Георгий расшифровывает результат, вычисленный Владимиром, прибавляет к нему свою зарплату, шифрует полученную сумму при помощи открытого ключа Антона и затем передает то, что у него получилось, Антону.
5. На своем тайном ключе Антон расшифровывает результат, вычисленный Георгием, вычитает из него случайное число, сгенерированное на шаге 1, делит на количество сотрудников отдела и получает искомую среднюю зарплату в отделе.
Точность вычисления средней зарплаты зависит от честности каждого сотрудника. Если хотя бы один из участников протокола соврет относительно своего жалованья, итоговое значение будет неверным. Особенно большими потенциальными возможностями для злоупотреблений обладает Антон. На шаге 5 он может вычесть любое число, какое только придет ему в голову, и никто не заметит подделки. Поэтому необходимо обязать Антона воспользоваться какой-либо из схем предсказания бита. Однако если от Антона потребуется раскрыть перед всеми случайное число, сгенерированное им на
шаге 1, зарплату Антона узнает Борис. Это значит, что начальнику отдела все же придется отвлечься и выполнить вычисления, предусмотренные шагом 2 протокола, самому. Ведь он и так в курсе размера оплаты труда Антона.
Как найти себе подобного
Антон любит играть с резиновыми куклами, изготовители которых потрудились на славу, тщательно скопировав в натуральную величину определенные особенности анатомического строения женщины. А Борису нравится во всех красочных подробностях наблюдать за жизнью соседей из многоквартирного дома напротив при помощи современных оптических приспособлений. Оба тщательно скрывают свои пристрастия от родственников, друзей и коллег по работе, но очень хотели бы найти людей, которые разделяют их интересы.
Фирма "Совместные анонимные вычисления" готова оказать необходимую помощь Антону, Борису и им подобным в подборе таких же чудаков, как они сами. Сотрудники фирмы составили всеобъемлющий список всех человеческих чудачеств, каждое из которых снабжено уникальным идентификатором из семи цифр. Обратившись в фирму, Антон и Борис принимают участие в выполнении шагов некоторого протокола, после чего узнают, испытывают ли они склонность к одним и тем же чудачествам. При положительном ответе они смогут связаться друг с другом и слиться во взаимном экстазе. Если ответ будет отрицательным, об их необычных пристрастиях не узнает никто, включая сотрудников фирмы.
Протокол выглядит так:
1. Используя однонаправленную функцию, Антон преобразует 7-значный идентификатор своего чудачества в другое 7-значное число.
2. Трактуя полученное на шаге 1 число как телефонный номер, Борис набирает этот номер и оставляет его абоненту свои координаты. Если на вызов никто не отвечает или такого телефонного номера не существует, Антон применяет к нему однонаправленную функцию и получает новое семизначное число. Так продолжается до тех пор, пока кто-нибудь не ответит на телефонный звонок Антона.
3. Антон сообщает в фирму, сколько раз Борис должен применять однонаправленную функцию, чтобы получить искомый телефонный номер.
4. С помощью однонаправленной функции Борис преобразует 7-значный идентификатор своего чудачества столько раз, сколько это делал Антон, и получает 7-значное число, которое трактует как телефонный номер. Борис звонит по полученному им номеру и спрашивает, нет ли для него какой-либо информации.
Следует отметить, что Борис может предпринять атаку с выбранным открытым текстом. Узнав идентификаторы распространенных человеческих чудачеств, Борис будет по очереди перебирать их, применять к ним однонаправленную функцию и звонить по получающимся у него телефонным номерам. Поэтому необходимо сделать так, чтобы количество возможных чудачеств было достаточно велико и подобного рода атака стала в результате неосуществимой.
Депонирование ключей
С незапамятных времен одним из наиболее распространенных методов слежки является подслушивание, включающее в себя перехват сообщений, которыми обмениваются люди, являющиеся объектами наблюдения. Сегодня, благодаря широкому распространению стойких криптосистем с открытым ключом, у преступников и террористов появилась возможность обмениваться посланиями по общедоступным каналам связи, не боясь подслушивания со стороны кого бы то ни было. В связи с этим у правоохранительных органов возникла настоятельная необходимость при определенных условиях осуществлять оперативный доступ к открытым текстам шифрованных сообщений, циркулирующих в коммерческих коммуникационных сетях.
В 1993 году американское правительство впервые публично объявило о своих планах внедрения Стандарта шифрования данных с депонированием ключа. В соответствии с этим стандартом для шифрования данных предполагается использовать защищенную микросхему под названием Clipper, которая снабжается уникальным идентификационным номером и депонируемым ключом. Депонируемый ключ состоит из двух частей, которые раздельно хранятся в двух различных уполномоченных правительственных ведомствах. Для шифрования открытого текста сообщения микросхема генерирует сеансовый ключ. Этот ключ шифруется при помощи депонируемого ключа и в зашифрованном виде присоединяется к шифрованному тексту сообщения вместе с идентификационным номером микросхемы. В случае возникновения необходимости ознакомиться с содержанием сообщения, зашифрованного при помощи микросхемы Clipper, правоохранительным органам достаточно в установленном порядке обратиться в уполномоченные правительственные ведомства за хранящимся там депонируемым ключом, расшифровать с его помощью сеансовый ключ, а затем прочесть искомый открытый текст сообщения.
В самом общем случае Стандарт шифрования данных с депонированием ключа реализуется с помощью следующего криптографического протокола:
1. Антон генерирует пару ключей, состоящую из открытого и тайного ключа, и делит их на n частей.
2. Антон посылает каждую часть тайного ключа и соответствующую ей часть открытого ключа отдельному доверенному лицу.
3. Каждое доверенное лицо проверяет полученные от Антона части открытого и тайного ключа и помещает их на хранение в надежное место.
4. Если правоохранительные органы добиваются разрешения ознакомиться с перепиской Антона, они обращаются к его доверенным лицам и реконструируют соответствующий тайный ключ.
Существуют различные варианты протокола шифрования данных с депонированием ключа. Например, в него можно встроить пороговую схему с тем, чтобы для восстановления тайного ключа нужно было собрать не все n, а лишь не менее m (mЭлектронная подпись
В настоящее время любой специалист в области технологий банковских расчетов хорошо знает о такой возможности авторизации электронных документов и банковских транзакций как цифровые подписи. Многие банки широко используют цифровую подпись при межбанковских и внутрибанковских расчетах, а также при работе с клиентами. Однако, наш пятилетний практический опыт работы с очень большим числом банков России, других стран СНГ и некоторыми банками стран "дальнего зарубежья" показал, что далеко не все вопросы технологии оформления и использования официально юридически значимых электронных документов с цифровыми подписями достаточно ясны даже специалистам по автоматизации банковских расчетов. Поэтому, я попытаюсь в данной публикации дать вразумительные ответы хотя бы на небольшую часть вопросов, наиболее часто задаваемых банковскими специалистами, в ходе практической реализации технологии цифровой подписи.
1. ПРИНЦИПЫ.
Идея цифровой подписи, как законного средства подтверждения подлинности и авторства документа в электронной форме, впервые была сформулирована явно в 1976 году в статье двух молодых американских специалистов по вычислительным
наукам из Стэндфордского университета Уитфилда Диффи и Мартина Хеллмана.
Суть ее состоит в том, что для гарантированного подтверждения подлинности информации, содержащейся в электронном документе, а также для возможности неопровержимо доказать третьей стороне (партнеру, арбитру, суду и т.п.), что электронный документ был составлен именно конкретным лицом, или по его поручению, и именно в том виде, в которм он предъявлен, автору документа предлагается выбрать свое индивидуальное число ( называемое обычно индивидуальным ключом, паролем, кодом, и т.д.) и каждый раз для "цифрового подписывания" сворачивать (замешивать) этот свой индивидуальный ключ, хранимый в секрете от всех, с содержимым конкретного электронного документа. Результат такого "сворачивания" - другое число, и может быть назван цифровой подписью данного автора под данным конкретным документом.
Для практического воплощения этой идеи требовалось найти конкретные и конструктивные ответы на следующие вопросы:
Как "замешивать" содержание документа с индивидуальным ключом пользователя, чтобы они стали неразделимы Как проверять, что содержание подписываемого документа и индивидуальный ключ пользователя были подлинными, не зная заранее ни того, ни другого Как обеспечить возможность многократного использования автором одного и того же индивидуального ключа для цифрового подписывания большого числа электронных документов Как гарантировать невозможность восстановления индивидуального ключа пользователя по любому количеству подписанных с его помощью электронных документов Как гарантировать, что положительным результат проверки подлинности цифровой подписи и содержимого электронного документа будет в том и только в том случае, когда подписывался именно данный документ и именно с помощью данного индивидуального ключа Как обеспечить юридическую полноправность электронного документа с цифровыми подписями, существующего только в электронном виде без бумажного дубликата или заменителей Для полноценных удовлетворительных ответов на все эти вопросы потребовалось около 20 лет. Сейчас мы можем точно и определенно сказать, что практические ответы на все эти вопросы получены. Мы располагаем полноценным арсеналом технических средств авторизации электронных документов, называемым цифровой подписью.
Рассмотрим эти ответы подробнее. Основная идея Диффи и Хеллмана состояла в том, чтобы искать ответы на первые четыре из списка вопросов (математические) по следующей схеме:
пользователи располагают средствами выбирать случайно свои индивидуальные ключи для подписывания из очень большого множества всех возможных ключей,
по каждому конкретно выбранному индивидуальному ключу для подписывания легко вычислить парный к нему ключ для проверки подписей,
процедура вычисления ключа проверки из ключа подписывания широко известна, практически реализуема и гарантирует невозможность восстановления ключа подписывания,
процедуры подписывания и проверки подписи широко известны, в каждой из них используется только один из пары ключей, и гарантируется невозможность получения неверного ответа, а также невозможность восстановления ключа подписывания по ключу проверки.
Самым сложным из этих условий является, конечно же, гарантирование невозможности восстановления ключа подписывания по ключу проверки и любому количеству подписанных электронных документов.
Лучший из предложенных на сегодня учеными способов его выполнения состоит в том, чтобы использовать такие процедуры подписывания и проверки, что практическое восстановление ключей подписи по ключам проверки требует решения известной сложной вычислительной задачи. Поскольку задача является общеизвестно сложной, то если ее не научились решать за обозримое время все математики мира во все предыдущие столетия, то есть некоторая надежда, что ее не сумеют решить быстро и в ближайшем будущем.
Практический результат последующих 20 лет научных поисков таких задач оказался до некоторой степени парадоксальным: при всем многообразии известных сложных вычислительных задач, практически применимой оказалась одна. Это так называемая задача дискретного логарифмирования.
В простейшем варианте ее можно сформулировать так. Если заданы три больших целых положительных числа
a, n, x,
то располагая даже несложными арифметическими устройствами типа карманного калькулятора, или просто карандашом и бумагой, можно довольно быстро вычислить число
a**x
как результат умножения числа
a
на себя
x
раз,
а затем и остаток от деления этого числа нацело на n, записываемый как
b = a**x mod n
задача же дискретного логарифмирования состоит в том, чтобы по заданным числам
a, b, n
связанным таким соотношением, найти то число
x
из которого по этой формуле было вычислено число b.
Оказывается, что задача дискретного логарифмирования при правильном выборе целых чисел настолько сложна, что позволяет надеяться на практическую невозможность восстановления числа x, - индивидуального ключа подписывания, по числу b, применяемому в качестве ключа проверки.
Чтобы говорить более определенно о практической невозможности решить ту или иную вычислительную задачу, следует предварительно договориться о том, какие вычислительные мощности и мозговые ресурсы доступны тому, кто предположительно будет эту задачу решать. Поскольку давать конкретные оценки возможностей потенциальных мозговых ресурсов будущего "взломщика" системы цифровой подписи дело весьма сложное и неблагодарное, мы будем просто исходить из предположения, что он располагает полной информацией о наилучших известных мировой науке методах решения данной задачи.
Далее, если он располагает вычислительной системой общей мощностью, скажем, 1 миллиард (10**9 = 1 000 000 000) операций в секунду, а это мощность современного суперкомпьютера типа CRAY-3, то
- за сутки непрерывной работы такой системы может быть решена задача сложностью около 100 000 миллиардов (или 10**14) операций
- за месяц - около 3*(10**15),
- за год - около 3*(10**16),
- за 10 лет - около 3*(10**17),
- за 30 лет - около 10**18 операций.
Таким образом, даже если допустить, что потенциальный взломщик цифровой подписи располагает вычислительной системой эквивалентной по мощности 1000 суперкомпьютерам типа CRAY-3, то на выполнение вычислений объемом 10**21 операций ему потребовалось бы не менее 30 лет непрерывной работы всей системы, что с практической точки зрения означает невозможность их выполнения.
Поэтому, цифровая подпись с надежностью не менее 10**21 может считаться практически неподделываемой.
В этом месте автору обычно задают вопрос: "А что, если где-то в недрах специальных служб известны более совершенные методы решения этой задачи, которые могут быть применены для фальсификации цифровых подписей"
В настоящее время ответ на него оказывается довольно простым. Если вы боитесь, что обычно предлагаемого при длине ключей в 64 байта запаса надежности в 10**18 - 10**21 недостаточно, применяйте алгоритмы с более длинными ключами. Современные цифровые процессоры Intel486 и Pentium позволяют за доли секунды
вычислять и проверять цифровые подписи с ключами до 512 байт, а стойкость большинства широко применяемых методов цифровой подписи при такой длине ключей заведомо превосходит все разумные требования ( более чем 10**50).
Итак, как видим, современные принципы построения системы цифровой подписи, общепризнанные в мире, просты и изящны:
методы вычисления и проверки цифровых подписей всех пользователей системы одинаковы, всем известны и основываются на широко известных математических задачах,
методы вычисления ключей проверки цифровых подписей из индивидуальных ключей подписывания одинаковы для всех и хорошо известны, их надежность также основывается на широко известных математических задачах,
индивидуальные ключи подписывания выбираются самими пользователями по случайному закону из большого множества всех возможных ключей,
при конкретном алгоритме цифровой подписи его стойкость может быть оценена без привлечения какой-либо "закрытой" информации на основе только известных математических результатов и разумных допущений о вычислительных мощностях потенциального "взломщика", посколку она базируется на общедоступных теоретических результатах по оценке сложности широко известных сложных вычислительных задач.
2. АЛГОРИТМЫ.
Проведем теперь сопоставление некоторых конкретных алгоритмов цифровой подписи с целью выявления их преимуществ и недостатков в различных ситуациях.
Для удобства оценки основных свойств того или иного алгоритма мы будем сравнивать его основные характеристики:
длину ключей,
длину цифровой подписи,
сложность (время) вычисления и
сложность (время) проверки подлинности цифровой подписи
при условии, что уровень стойкости подписи по отношению к любым методам фальсификации не ниже, чем 10**21 (или 30 лет непрерывной работы сети из 1000 суперкомпьютеров).
В качестве "базовой" длины ключей и длины самой цифровой подписи мы будем рассматривать длину в 64 байта.
RSA. Первым по времени изобретения конкретным алгоритмом цифровой подписи был разработанный в 1977 году в Массачусетском технологическом институте алгоритм RSA.
Алгоритм RSA основывается на том математическом факте, что задача дискретного логарифмирования при выборе целого параметра n в виде произведения двух различных простых чисел примерно равных по порядку величины, т.е.
n = p*q
становится не менее сложной, чем разложение n на эти простые множители, а последняя задача давно (еще со времен Архимеда и Евклида) известна в математике как сложная.
По современным оценкам сложность задачи разложения на простые множители при целых числах n из 64 байт составляет порядка 10**17 - 10**18 операций, т. е. находится где-то на грани досягаемости для серьезного "взломщика". Поэтому обычно в системах цифровой подписи на основе алгоритма RSA применяют более длинные целые числа n (обычно от 75 до 128 байт).
Это соответственно приводит к увеличению длины самой цифровой подписи относительно 64-байтного варианта примерно на 20% -100% (в данном случае ее длина совпадает с длиной записи числа n), а также от 70% до 800% увеличивает время вычислений при подписывании и проверке.
Кроме того, при генерации и вычислении ключей в системе RSA необходимо проверять большое количество довольно сложных дополнительных условий на простые числа p и q (что сделать достаточно трудно и чего обычно не делают, пренебрегая вероятностью неблагоприятного исхода - возможной подделки цифровых подписей)., а невыполнение любого из них может сделать возможным фальсификацию подписи со стороны того, кто обнаружит невыполнение хотя бы одного из этих условий (при подписывании важных документов допускать, даже теоретически, такую возможность нежелательно).
В дополнение ко всем этим алгоритмическим слабостям метода RSA следует также иметь в виду, что он защищен патентом США и поэтому любое его использование на территории США или западноевропейских стран требует приобретения соответствующей лицензии на использование, стоимость которой на 100 пользователей составляет $5000.
EGSA. Существенным шагом вперед в разработке современных алгоритмов цифровой подписи был новый алгоритм Т. ЭльГамаля, предложенный им в 1984 году. В этом алгоритме целое число n полагается равным специально выбранному большому простому числу p, по модулю которого и производятся все вычисления. Такой выбор позволяет повысить стойкость подписи при ключах из 64 байт примерно в 1000 раз, т.е. при такой длине ключей обеспечивается необходимый нам уровень стойкости порядка 10**21. Правда, при этом длина самой цифровой подписи увеличивается в два раза и составляет 128 байт.
Главная "заслуга" алгоритма ЭльГамаля состояла в том, что в дальнейшем он послужил основой для принятия нескольких стандартов цифровой подписи, в том числе национального стандарта США DSS, введенного в действие 1 декабря 1994 года и государственного стандарта РФ ГОСТ Р 34.10, введенного с 1 января 1995 года.
DSA. Национальным институтом стандартов и технологий СЩА в 1991 году на основе алгоритма ЭльГамаля был разработан и представлен на рассмотрение Конгресса США новый алгоритм цифровой подписи, получивший название DSA (сокращение от Digital Signature Algorithm). Алгоритм DSA, ставший в дальнейшем основой национального стандарта США на цифровую подпись имеет по сравнению с алгоритмом RSA целый ряд преимуществ:
во-первых, при заданном уровне стойкости цифровой подписи целые числа, с которыми приходится проводить вычисления, имеют запись как минимум на 20% короче, что соответственно уменьшает сложность вычислений не менее, чем на 70% и позволяет заметно сократить объем используемой памяти;
во-вторых, при выборе параметров достаточно проверить всего три достаточно легко проверяемых условия;
в-третьих, процедура подписывания по этому методу не позволяет вычислять (как это возможно в RSA) цифровые подписи под новыми сообщениями без знания секретного ключа.
Эти преимущества, а также соображения, связанные с возможностью его реализовывать любым разработчиком свободно без коммерческих лицензионных соглашений с держателями патента, компанией RSA Data Security, и возможностью свободного безлицензионного экспорта такой технологии из США послужили главным мотивом для принятия в 1994 году национального стандарта цифровой подписи (DSS) на его основе.
Такое решение отнюдь не было очевидным, поскольку RSA, как наиболее известный алгоритм цифровой подписи и шифрования с открытым ключом, был гораздо шире распространен, практически опробован во многих странах и признан как стандарт de facto большинством разработчиков операционных систем, сетевых технологий и прикладного программного обеспечения. Популярность его объясняется, прежде всего, 8-летним опережением по времени появления, значительно более широкой известностью как самого алгоритма, так и его авторов в научных кругах, а также успешным бизнесом держателя патента - компании RSA Data Security, Inc. (сам автор алгоритма ЭльГамаль был в 1994-1995 гг. ее сотрудником).
Технические преимущества алгоритма, о которых мы говорили выше видны были лишь специалистам в области криптографии.
Однако, в данной ситуации именно они оказались определяющими, и мир получил далеко не худший по тем временам стандарт. В настоящее время алгоритм DSA уже не является лучшим из возможных алгоритмов цифровой подписи по техническим параметрам, но вероятность его принятия в качестве международного стандарта остается достаточно большой.
По сравнению с оригинальным алгоритмом ЭльГамаля метод DSA имеет одно важное преимущество, - при заданном в стандарте уровне стойкости, числа, участвующие в вычислении подписи, имеют длину по 20 байт каждое, сокращая общую длину подписи до 40 байт.
Поскольку большинство операций при вычислении подписи и ее проверке также производится по модулю из 20 байт, сокращается время вычисления подписи и объем используемой памяти.
В алгоритме ЭльГамаля длина подписи при таком уровне стойкости была бы равна 128 байт.
НОТАРИУС. Поскольку в 1991 году наиболее распространенной моделью персонального компьютера в СССР был AT/286(12) то мы в своих ранних алгоритмических разработках должны были максимально упростить лучшие из известных тогда алгоритмов цифровой подписи, чтобы их программная реализация на таком процессоре позволяла вычислять и проверять подпись под электронными документами за разумное время, скажем, 1-2 секунды при размере документа до 10 KB.
Такие упрощения не должны были, конечно, снижать стойкости алгоритма, но за счет модификации процедур вычисления и проверки цифровой подписи, должны были его ускорить достаточно, чтобы подписывание и проверка цифровой подписи под электронным документом не вызывала заметных задержек в процессе его обработки на персональном компьютере.
Первым результатом такой работы был созданный в конце 1992 года аналог алгоритма ЭльГамаля НОТАРИУС-1.Основное отличие алгоритма НОТАРИУС-1 от алгоритма ЭльГамаля состоит в том, что вместо обычной операции умножения целых чисел по модулю большого простого p, как это делается у ЭльГамаля, алгоритм НОТАРИУС-1 использует похожую операцию, эффект от использования которой состоит в том, что обеспечивая точно такой же уровень стойкости, что и умножение по модулю простого числа, эта операция гораздо эффективней вычисляется на распространенных процессорах Intel, Motorola и др.
Процедуры подписывания электронных документов и проверки цифровых подписей по алгоритму НОТАРИУС-1 выглядят аналогично соответствующим процедурам алгоритма ЭльГамаля, обеспечивают тот же уровень стойкости подписи, но выполняются быстрее.
Затем, аналогичным образом был усовершенствован алгоритм DSA, который послужил основой для алгоритма цифровой подписи, названного НОТАРИУС-D.
Реализация этого алгоритма на стандартном процессоре Intel486DX4(100) позволила добиться времени подписывания электронного документа объемом 1 KB вместе с его предварительным хэшированием в 0.014 сек., а времени проверки подписи под документами такого объема, - 0.027 сек.
Если же объем документа равен 100 KB , время подписывания составляет 0.124 сек., а время проверки - 0.138 сек. Длина подписи 40 байт, стойкость - 10**21.
Дальнейшее совершенствование алгоритмов подписывания и проверки произошло за счет использования совместно с нашими, также запатентованных в США и Германии идей немецкого криптографа Клауса Шнорра, который предоставил нам право использования своего алгоритма на территории стран СНГ. Совместное применение этих идей привело в 1996 году к разработке алгоритма НОТАРИУС-S, который при сохранении стойкости подписи позволил сократить ее длину еще на 32.5%. Для базового варианта с ключами из 64 байт длина подписи сократилась относительно DSA и НОТАРИСА-D с 40 байт до 27 байт. Соответственно уменьшилось время вычисления и проверки подписи. Стойкось осталась на том же уровне - 10**21.
Эти алгоритмические разработки позволили нам предложить пользователю широкий выбор программ с длинами цифровой подписи от 16 до 63 байт и уровнями стойкости, соответственно, от 10**14 (или несколько дней работы сети из несколькими десятков персональных компьютеров) до 10**54 (или более 100 миллиардов лет непрерывной работы любой мыслимой вычислительной системы обозримого будущего). Более детальные технические характеристики различных алгоритмов приведены ниже, в Таблице 1.
Автор надеется, что параметры алгоритмов, приведенные в таблице, дадут читателю возможность оценить их основные качества без дальнейших пространных комментариев. Дополнительных пояснений требуют только разделы таблицы, посвященные алгоритму ГОСТ 34.10.
ГОСТ34.10. Стандарт на электронную подпись ГОСТ34.10 был опубликован впервые Госстандартом РФ в мае 1994 года и введен в действие с 1 января 1995 года. В предварительном варианте он был введен в качестве ведомственного стандарта на цифровую подпись ЦБ РФ и использовался в этом качестве с сентября 1993 года по декабрь 1994 года. Алгоритмы вычисления и проверки подписи в ГОСТ34.10 устроены аналогично алгоритму DSA, но предварительная обработка электронных документов перед подписыванием (так называемое хэширование) выполняются по другому, существенно более медленному способу. К сожалению, разработчики допустили целый ряд досадных ошибок, которые есть даже в официальном тексте стандарта. Поэтому при реализации следует быть внимательным и не всегда следовать формальному тексту.
Мы рассматриваем следующие виды угроз:
1. Предполагаем, что попытки подделать подпись предпринимают не профессионалы. "Злоумышленники" могут располагать сетью из нескольких персональных компьютеров, общая вычислительная мощность которой равна 2*108 операций/сек.
Предполагаем, что "противостоим" профессионалам с вычислительной системой общей мощностью до 1012 операций/ сек. Это может быть сеть из нескольких десятков мощных современных суперкомпьютеров.
Предполагаем, что "противостоим" самой мощной государственной спецслужбе, располагающей возможностью ( и желанием ) создать для этой задачи сеть из сотен специализированных параллельных суперкомпьютеров с 1000 специальных мощных
( по 1013 оп./ сек.) процессоров каждый и практически неограниченной памятью.
Фантазии на тему будущего.
Фантазии на тему далекого будущего.
СЕРТИФИКАЦИЯ.
Принятые в различных странах в настоящее время процедуры сертификации, которые могут быть применены к программам или программно-аппаратным реализациям цифровой подписи, состоят в проверке соответствия, реализованных разработчиком алгоритмов описанным в официальных текстах стандартов.
В США, аккредитованные Национальным институтом стандартов и технологий лаборатории проводят тестирование процедуры порождения простых чисел, определяющих параметры алгоритма DSA, на основании опубликованных в тексте стандарта конкретных значений параметров и начальных установок процедуры генерации простых чисел, затем, при тестовых значениях параметров алгоритма, тестовых индивидуальных ключах и тестовых рандомизирующих значениях подписывания производится вычисление и проверка цифровых подписей под тестовыми примерами электронных документов. Таких циклов тестирования может быть довольно много - до нескольких десятков тысяч. Вся по
следовательность результатов предъявляется в лабораторию для сравнения с результатами работы эталонной программы на таких же значениях входных параметров. По результатам сравнения делается заключение о соответствии данной реализации цифровой подписи стандарту.
Таким же или примерно таким образом происходит процесс сертификации программ цифровой подписи и в ряде западноевропейских стран.
У нас ситуация оказывается, мягко говоря, парадоксальной. Поскольку в официальном тексте стандарта есть ошибки, которые, будь он реализован строго формально, привели бы к совершенно другому алгоритму цифровой подписи, о стойкости которого можно только догадываться (особенно при специальном "неудачном" выборе параметров), то проверить для программных или аппаратных реализаций "соответствие стандарту ГОСТ34.10" просто невозможно. Если реализация абсолютно точно соответствует формальному тексту стандарта с ошибками, то неясно, что это означает с точки зрения надежности подписи, а если при реализации эти ошибки были "учтены", то такая реализация не может соответствовать стандарту. Поэтому все бумаги, в которых в настоящее время такое соответствие декларируется, не означают абсолютно ничего.
Более разумный подход проявляется при сертификации в рамках Гостехкомиссии РФ программ цифровой подписи в классе программных средств защиты информации в от несанкционированного доступа и изменения. Согласно руководящих документов Гостехкомиссии программные или аппаратные средства, реализующие технологию цифровой подписи могут быть объективно оценены на предмат соответствия конкретным официально опубликованным требованиям по степени защиты информации от несанкционированного изменения путем ее подписывания цифровыми подписями.
ЛИЦЕНЗИРОВАНИЕ.
До последнего времени было не совсем ясно как будут наши законы трактовать вопросы распространения технологии цифровой подписи и, в частности возможность их экспорта. Дело в том, что при явном противоречии как с принципами построения систем цифровой подписи, так и просто со здравым смыслом чиновники некоторых ведомств пытались отнести эту технологию чуть ли не к разряду особо охраняемых государством наравне с ядерным или другими видами оружия массового поражения или сверх секретными специальными шифровальными средствами для особо важной государственной информации.
К счастью, за последнее время произошли заметные изменения, проясняющие ситуацию в этом вопросе. Президент РФ 26 августа 1996 года подписал Указ 1268, регламентирующий экспорт товаров и технологий двойного назначения