преобразований, необходимо пояснить обозначения, используемые на схемах в
следующих разделах:
Tо,Tш– массивы соответственно открытых и зашифрованных данных;
, – i-тые по порядку 64-битные блоки соответственно открытых и зашифрованных
данных: , ??i?n, последний блок может быть неполным: ;
n –число 64-битных блоков в массиве данных;
ЦX– функция преобразования 64-битного блока данных по алгоритму базового цикла
"X";
Теперь опишем основные режимы шифрования:
Простая замена.
Зашифрование в данном режиме заключается в применении цикла 32-З к блокам
открытых данных, расшифрование – цикла 32-Р к блокам зашифрованных данных. Это
наиболее простой из режимов, 64-битовые блоки данных обрабатываются в нем
независимо друг от друга. Схемы алгоритмов зашифрования и расшифрования в режиме
простой замены приведены на рисунках 3а и б соответственно, они тривиальны и не
нуждаются в комментариях.
Размер массива открытых или зашифрованных данных, подвергающийся соответственно
зашифрованию или расшифрованию, должен быть кратен 64 битам: Tо=Tш=64·n, после
выполнения операции размер полученного массива данных не изменяется.
Режим шифрования простой заменой имеет следующие особенности:
Так как блоки данных шифруются независимо друг от друга и от их позиции в
массиве, при зашифровании двух одинаковых блоков открытого текста получаются
одинаковые блоки шифротекста и наоборот. Отмеченное свойство позволит
криптоаналитику сделать заключение о тождественности блоков исходных данных,
если в массиве зашифрованных данных ему встретились идентичные блоки, что
является недопустимым для серьезного шифра.
Если длина шифруемого массива данных не кратна 8 байтам или 64 битам,
возникает проблема, чем и как дополнять последний неполный блок данных массива
до полных 64 бит. Эта задача не так проста, как кажется на первый взгляд,
поскольку очевидные решения типа "дополнить неполный блок нулевыми битами"
или, более обще, "дополнить неполный блок фиксированной комбинацией нулевых и
единичных битов" могут при определенных условиях дать в руки криптоаналитика
возможность методами перебора определить содержимое этого самого неполного
блока, и этот факт означает снижение стойкости шифра. Кроме того, длина
шифротекста при этом изменится, увеличившись до ближайшего целого, кратного 64
битам, что часто бывает нежелательным.
первый взгляд, перечисленные выше особенности делают практически невозможным
использование режима простой замены, ведь он может применяться только для
шифрования массивов данных с размером кратным 64 битам, не содержащим
повторяющихся 64-битных блоков. Кажется, что для любых реальных данных
гарантировать выполнение указанных условий невозможно. Это почти так, но есть
одно очень важное исключение: вспомните, что размер ключа составляет 32 байта,
а размер таблицы замен – 64 байта. Кроме того, наличие повторяющихся
8-байтовых блоков в ключе или таблице замен будет говорить об их весьма плохом
качестве, поэтому в реальных ключевых элементах такого повторения быть не
может. Таким образом мы выяснили, что режим простой замены вполне подходит для
шифрования ключевой информации, тем более, что прочие режимы для этой цели
менее удобны, поскольку требуют наличия дополнительного синхронизирующего
элемента данных – синхропосылки (см. следующий раздел). Наша догадка верна,
ГОСТ предписывает использовать режим простой замены исключительно для
шифрования ключевых данных.
Гаммирование.
Как же можно избавиться от недостатков режима простой замены? Для этого
необходимо сделать возможным шифрование блоков с размером менее 64 бит и
обеспечить зависимость блока шифротекста от его номера, иными словами,
рандомизировать процесс шифрования. В ГОСТе это достигается двумя различными
способами в двух режимах шифрования, предусматривающих гаммирование.
Гаммирование – это наложение (снятие) на открытые (зашифрованные) данные
криптографической гаммы, то есть последовательности элементов данных,
вырабатываемых с помощью некоторого криптографического алгоритма, для получения
зашифрованных (открытых) данных. Для наложения гаммы при зашифровании и ее
снятия при расшифровании должны использоваться взаимно обратные бинарные
операции, например, сложение и вычитание по модулю 264 для 64-битных блоков
данных. В ГОСТе для этой цели используется операция побитного сложения по модулю
2, поскольку она является обратной самой себе и к тому же наиболее просто
реализуется. Гаммирование решает обе упомянутые проблемы; во первых, все
элементы гаммы различны для реальных шифруемых массивов и, следовательно,
результат зашифрования даже двух одинаковых блоков в одном массиве данных будет
различным. Во вторых, хотя элементы гаммы и вырабатываются одинаковыми порциями
в 64 бита, использоваться может и часть такого блока с размером, равным размеру
шифруемого блока.
Теперь перейдем непосредственно к описанию режима гаммирования. Гамма для этого
режима получается следующим образом: с помощью некоторого алгоритмического
рекуррентного генератора последовательности чисел (РГПЧ) вырабатываются
64-битные блоки данных, которые далее подвергаются преобразованию по циклу 32-З,
то есть зашифрованию в режиме простой замены, в результате получаются блоки
гаммы. Благодаря тому, что наложение и снятие гаммы осуществляется при помощи
одной и той же операции побитового исключающего или, алгоритмы зашифрования и
расшифрования в режиме гаммирования идентичны, их общая схема приведена на
рисунке 5.
РГПЧ, используемый для выработки гаммы, является рекуррентной функцией:
?i+1=f(?i), где ?i – элементы рекуррентной последовательности, f – функция
преобразования. Следовательно, неизбежно возникает вопрос о его инициализации,
то есть об элементе ?0. В действительности, этот элемент данных является
параметром алгоритма для режимов гаммирования, на схемах он обозначен как S, и
называется в криптографии синхропосылкой, а в нашем ГОСТе – начальным
заполнением одного из регистров шифрователя. По определенным соображениям
разработчики ГОСТа решили использовать для инициализации РГПЧ не непосредственно
синхропосылку, а результат ее преобразования по циклу 32-З: ?0=Ц32-З(S).
Последовательность элементов, вырабатываемых РГПЧ, целиком зависит от его
начального заполнения, то есть элементы этой последовательности являются
функцией своего номера и начального заполнения РГПЧ: ?i=fi(?0), где
fi(X)=f(fi–1(X)), f0(X)=X. С учетом преобразования по алгоритму простой замены
добавляется еще и зависимость от ключа:
Гi=Ц32-З(?i)=Ц32-З(fi(?0))=Ц32-З(fi(Ц32-З(S)))=?i(S,K), где Гi – i-тый элемент
гаммы, K – ключ.
Таким образом, последовательность элементов гаммы для использования в режиме
гаммирования однозначно определяется ключевыми данными и синхропосылкой.
Естественно, для обратимости процедуры шифрования в процессах за- и
расшифрования должна использоваться одна и та же синхропосылка. Из требования
уникальности гаммы, невыполнение которого приводит к катастрофическому снижению
стойкости шифра, следует, что для шифрования двух различных массивов данных на
одном ключе необходимо обеспечить использование различных синхропосылок. Это
приводит к необходимости хранить или передавать синхропосылку по каналам связи
вместе с зашифрованными данными, хотя в отдельных особых случаях она может быть
предопределена или вычисляться особым образом, если исключается шифрование двух
массивов на одном ключе.
Теперь подробно рассмотрим РГПЧ, используемый в ГОСТе для генерации элементов
гаммы. Прежде всего надо отметить, что к нему не предъявляются требования
обеспечения каких-либо статистических характеристик вырабатываемой
последовательности чисел. РГПЧ спроектирован разработчиками ГОСТа исходя из
необходимости выполнения следующих условий:
период повторения последовательности чисел, вырабатываемой РГПЧ, не должен
сильно (в процентном отношении) отличаться от максимально возможного при
заданном размере блока значения 264;
соседние значения, вырабатываемые РГПЧ, должны отличаться друг от друга в
каждом байте, иначе задача криптоаналитика будет упрощена;
РГПЧ должен быть достаточно просто реализуем как аппаратно, так и программно
на наиболее распространенных типах процессоров, большинство из которых, как
известно, имеют разрядность 32 бита.
Исходя из перечисленных принципов создатели ГОСТа спроектировали весьма
удачный РГПЧ, имеющий следующие характеристики:
64-битовом блоке старшая и младшая части обрабатываются независимо друг от
друга: , фактически, существуют два независимых РГПЧ для старшей и младшей
частей блока.
рекуррентные соотношения для старшей и младшей частей следующие:
, где C1=101010116;
, где C2=101010416;
Нижний индекс в записи числа означает его систему счисления, таким образом,
константы, используемые на данном шаге, записаны в 16-ричной системе
счисления.
Второе выражение нуждается в комментариях, так как в тексте ГОСТа приведено
нечто другое: , с тем же значением константы C2. Но далее в тексте стандарта
дается комментарий, что, оказывается, под операцией взятия остатка по модулю
232–1 там понимается не то же самое, что и в математике. Отличие заключается в
том, что согласно ГОСТу (232–1)mod(232–1)=(232–1), а не 0. На самом деле, это
упрощает реализацию формулы, а математически корректное выражение для нее
приведено выше.
период повторения последовательности для младшей части составляет 232, для
старшей части 232–1, для всей последовательности период составляет