網(wǎng)絡(luò)信息安全課件

2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-061/57本章要點(diǎn)多重加密是將一個(gè)加密算法多次使用的技術(shù)，明文通過加密算法轉(zhuǎn)化為密文，然后將該密文作為輸入重新執(zhí)行加密算法，該過程可以重復(fù)多次。三重DES(3DES)在三個(gè)階段使用DES算法，共用到兩組或三組密鑰。選擇工作模式是一項(xiàng)增強(qiáng)密碼算法或者使算法適應(yīng)具體應(yīng)用的技術(shù)。對稱密碼有5種工作模式，電碼本模式、密文分組鏈接模式、密文反饋模式、輸出反饋模式和計(jì)數(shù)器模式。流密碼是一種對稱密碼算法，其輸出密文是由輸入明文逐位或者逐字節(jié)產(chǎn)生的，RC4是應(yīng)用最廣泛的一種流密碼。2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-062/576.1多重加密與三重DES算法尋找代替DES的新密碼的理由是顯然的密鑰的窮舉攻擊是可行的AES是一種新的安全的密碼在AES之前，還可以用DES進(jìn)行多次加密，且使用多個(gè)密鑰三重DES(Triple-DES)被廣泛接受2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-063/576.1.1雙重DES多次加密的最簡單形式是進(jìn)行兩次加密，每次使用不同的密鑰C=EK2(EK1(P))P=DK1(DK2(C))這種方法的密鑰長度是56x2=112位雖然雙重DES對應(yīng)的映射與單DES對應(yīng)的映射不同，但是有中途相遇攻擊“meet-in-the-middle”只要連續(xù)使用密碼兩次，這種攻擊總是有效因?yàn)閄=EK1(P)=DK2(C)用所有可能的密鑰加密明文P并把結(jié)果存儲(chǔ)起來然后用所有可能的密鑰解密密文C，尋找匹配的X值因此復(fù)雜度只有O(256)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-064/57雙重DES和三重DES雙重DES(DoubleDES)給定明文P和加密密鑰K1和K2,加密：C=EK2[EK1[P]]解密：P=DK1[DK2[C]]密鑰長度為56x2=112位存在中途相遇攻擊問題2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-065/57這種攻擊對使用兩次加密的分組密碼都有效

C=EK2[EK1[P]]，則X=EK1[P]=DK2[C]若已知(P,C)，則對256個(gè)可能的K1加密P，結(jié)果存入表中，按X值排序?qū)?56個(gè)可能的K2解密C，在表中尋找匹配如果產(chǎn)生匹配，則用一個(gè)新的明文密文對檢測所得兩個(gè)密鑰如果兩密鑰產(chǎn)生正確的密文，則接受為正確密鑰對任意給定的明文P，雙重DES產(chǎn)生的密文有264可能，密鑰空間為2112。對給定明文P，可產(chǎn)生給定密文C的密鑰的個(gè)數(shù)平均為2112/264=248。上述攻擊過程對第一個(gè)(P,C)對將產(chǎn)生248個(gè)錯(cuò)誤的結(jié)果，而對第二個(gè)(P,C)對，錯(cuò)誤結(jié)果的概率就降為248-64=2-16，即中途相遇攻擊使用兩組已知明密文對就可以檢測到正確密鑰的概率是1-2-16，攻擊雙重DES，工作量僅為256，與攻擊單DES所需的255差不多。中途相遇攻擊(Meet-in-the-MiddleAttack)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-066/576.1.2使用兩個(gè)密鑰的三重DES使用兩個(gè)密鑰進(jìn)行三次加密：E-D-EsequenceC=EK1[DK2[EK1[P]]如果K1=K2，則相當(dāng)于單次DES已被用于密鑰管理標(biāo)準(zhǔn)ANSIX9.17和ISO8732當(dāng)前還沒有對三重DES的可行攻擊方法2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-067/576.1.3使用三個(gè)密鑰的三重DES雖然對于使用兩個(gè)密鑰的Triple-DES還沒有實(shí)際的成功攻擊，但是仍然令人有些擔(dān)心因此可以考慮使用三個(gè)密鑰的Triple-DES，這樣，密鑰的長度就是168位C=EK3[DK2[EK1[P]]]使用三個(gè)密鑰的Triple-DES如今已被廣泛采用，如PGP,S/MIME當(dāng)然還有使用更多重DES的，如5DES2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-068/576.2分組密碼的工作模式2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-069/57電子密碼本模式ElectronicCodebook,ECB明文分成64的分組進(jìn)行加密，必要時(shí)填充，每個(gè)分組用同一密鑰加密，同樣明文分組加密得相同密文2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0610/57ECB模式特別適合數(shù)據(jù)較少的情況，如安全傳輸DES密鑰一段明文消息中若有幾個(gè)相同的明文組，則密文也將出現(xiàn)幾個(gè)相同的片段對于很長的消息，ECB是不安全的，如果消息是非常結(jié)構(gòu)化的，密碼分析可能利用其結(jié)構(gòu)特征來破解ECB的弱點(diǎn)來源于其加密過的密文分組是互相獨(dú)立的ECB模式的局限性2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0611/57密文分組鏈接模式CipherBlockChaining(CBC)加密輸入是當(dāng)前明文分組和前一密文分組的異或，形成一條鏈，使用相同的密鑰，這樣每個(gè)明文分組的加密函數(shù)輸入與明文分組之間不再有固定的關(guān)系2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0612/57CBC的優(yōu)點(diǎn)和局限每個(gè)密文分組依賴于所有明文分組明文消息中的任何一點(diǎn)變化都會(huì)影響所有的密文分組發(fā)送方和接收方需要共享初始向量InitialValue(IV)如果IV被明文傳送，則攻擊者可以改變第一個(gè)分組的某些位，然后預(yù)先改變IV中的某些位，則接收者收到的P1也就相應(yīng)改變了因此，IV必須是一個(gè)固定的值或者必須用ECB方式在消息之前加密傳送在消息的最后，還要處理不夠長度的分組

可以填充已知非數(shù)據(jù)值，或者在最后一塊補(bǔ)上填充位長度eg.[b1b2b300005]<-3databytes,then5bytespad+count

2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0613/57CBC的優(yōu)點(diǎn)和局限兩種計(jì)算IV的方法：用加密函數(shù)加密一個(gè)時(shí)變值，所用密鑰和明文加密所用密鑰相同。這個(gè)時(shí)變值對每次加密運(yùn)算來說必須唯一。例如：時(shí)變值可以是一個(gè)計(jì)數(shù)器，一個(gè)時(shí)間戳或者消息數(shù)目。第二種方法是用隨機(jī)數(shù)發(fā)生器產(chǎn)生一個(gè)隨機(jī)數(shù)分組。2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0614/57是一種將DES轉(zhuǎn)化成流密碼的技術(shù)，不再要求報(bào)文被填充成整個(gè)分組，可以實(shí)時(shí)運(yùn)行，如果要傳輸一個(gè)字符流，每個(gè)字符都可以使用面向字符的流密碼加密后立即傳輸。加密：加密函數(shù)的輸入是一個(gè)64位的移位寄存器，產(chǎn)生初始向量IV。加密函數(shù)高端j位與明文P1的第一單元異或，產(chǎn)生j位密文C1進(jìn)入移位寄存器低端，繼續(xù)加密，與P2輸入異或，如此重復(fù)直到所有明文單元都完成加密。解密：采用相同方案，但是使用加密函數(shù)而非解密函數(shù)。密碼反饋模式CipherFeedBack(CFB)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0615/572023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0616/57密碼反饋模式CipherFeedBack(CFB)解密：采用相同方案，但是使用加密函數(shù)而非解密函數(shù)。設(shè)MSNs(X)表示X的最左邊s位。則2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0617/57CFB模式的優(yōu)點(diǎn)和局限當(dāng)數(shù)據(jù)以位或字節(jié)形式到達(dá)時(shí)使用都是適當(dāng)?shù)淖钔ㄓ玫氖橇髅艽a形式2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0618/57輸出反饋模式OutputFeedBack(OFB)結(jié)構(gòu)上類似CFB，但是OFB中加密函數(shù)輸出被反饋回移位寄存器，CFB中是密文單元被反饋回移位寄存器。優(yōu)點(diǎn)是傳輸中的比特差錯(cuò)不會(huì)傳播，缺點(diǎn)是比CFB更容易受報(bào)文流篡改攻擊。輸出反饋模式OutputFeedBack(OFB)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0619/572023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0620/57OFB的優(yōu)點(diǎn)和局限OFB的一個(gè)優(yōu)點(diǎn)是傳輸過程中在某位上發(fā)生的錯(cuò)誤不會(huì)影響到其他位。比如，C1中有1位發(fā)生了錯(cuò)誤，只會(huì)影響到P1的恢復(fù)，后續(xù)的明文單元不受影響。OFB的缺點(diǎn)是，抗消息流篡改攻擊的能力不如CFB。即密文中的某位取反，恢復(fù)出的明文相應(yīng)位也取反2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0621/57Counter(CTR)是一種新模式，雖然早就提出來了與OFB很像，但是加密的是計(jì)數(shù)器的值而不是任何反饋回來的值每一個(gè)明文分組都必須使用一個(gè)不同的密鑰和計(jì)數(shù)器值，決不要重復(fù)使用Ci=PiXOROi

Oi=DESK1(i)可以用于高速網(wǎng)絡(luò)加密中計(jì)數(shù)器模式Counter(CRT)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0622/57Counter(CTR)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0623/57CTR的優(yōu)點(diǎn)和局限高效可以做并行加密對高速鏈路的突發(fā)數(shù)據(jù)加密尤其有效可以對被加密的分組進(jìn)行隨機(jī)存取相當(dāng)安全簡潔必須決不重復(fù)使用密鑰和計(jì)數(shù)器值2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0624/576.3流密碼和RC4按位處理明文消息(asastream)典型做法是用一個(gè)偽隨機(jī)流密鑰與明文按位異或流密鑰的隨機(jī)性完全摧毀了明文消息的統(tǒng)計(jì)特性Ci=MiXORStreamKeyi

不能重復(fù)使用流密鑰，不然系統(tǒng)可能被破解2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0625/57流密碼的結(jié)構(gòu)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0626/57流密碼設(shè)計(jì)方面的一些考慮無重復(fù)的長周期統(tǒng)計(jì)上是隨機(jī)的依賴于足夠長的密鑰線性復(fù)雜性要大對于相關(guān)性要有免疫性擾亂擴(kuò)散采用高度非線性的布爾函數(shù)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0627/576.3.2RC4算法由RSA在1987提出RonRivest設(shè)計(jì)，簡單且高效密鑰長度可變，面向字節(jié)的流密碼使用廣泛(webSSL/TLS,wirelessWEP)對所有8位的值以密鑰實(shí)現(xiàn)隨機(jī)置換用置換加密輸入消息，每次一個(gè)字節(jié)

2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0628/57RC4密鑰安排

從數(shù)組S開始，S為{0..255}使用密鑰充分進(jìn)行變換S形成密碼的內(nèi)在狀態(tài)internalstate密鑰k的長度為l字節(jié)

fori=0to255doS[i]=ij=0fori=0to255doj=(j+S[i]+k[imodl])(mod256)swap(S[i],S[j])2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0629/57RC4的加密加密過程是繼續(xù)進(jìn)行數(shù)組值的置換如果密鑰K的長度是256字節(jié)，則將K賦予臨時(shí)向量T，否則將K的值keylen賦予T的前keylen個(gè)元素與消息的下一個(gè)字節(jié)異或，進(jìn)行加解密i=j=0foreachmessagebyteMii=(i+1)(mod256)j=(j+S[i])(mod256)swap(S[i],S[j])t=(S[i]+S[j])(mod256)Ci=MiXORS[t]2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0630/572023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0631/57RC4的安全性可以抵御已知的各種攻擊加密結(jié)果是非常“非線性”的RC4是流密碼，決不重復(fù)使用密鑰用于為802.11無線局域網(wǎng)提供安全性的WEP協(xié)議，易受一種特殊攻擊，問題不在RC4本身，而是RC4中輸入的密鑰的產(chǎn)生途徑有漏洞2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0632/57RC5RC5是RonaldRivest設(shè)計(jì)的一種對稱加密算法，具有如下特點(diǎn)適于軟件和硬件實(shí)現(xiàn)快速：設(shè)計(jì)成面向字的簡單算法，加快運(yùn)算速度可用于字長不同的處理器迭代次數(shù)可變密鑰長度可變簡單，易于實(shí)現(xiàn)和確定算法強(qiáng)度對存儲(chǔ)量要求低安全性高與數(shù)據(jù)相關(guān)的循環(huán)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0633/57RC5密碼RC5實(shí)際上是一個(gè)系列的密碼RC5-w/r/bw=wordsizeinbits(16/32/64)nbdata=2wr=numberofrounds(0..255)b=numberofbytesinkey(0..255)常見的版本形式是RC5-32/12/16i.e.,32-bitwordssoencrypts64-bitdatablocksusing12roundswith16bytes(128-bit)secretkey2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0634/57RC5KeyExpansionRC5使用2r+2子密鑰字(w-bits)子密鑰存儲(chǔ)在數(shù)組S[i],i=0..t-1密鑰產(chǎn)生過程包括將S初始化成一個(gè)固定長度的偽隨機(jī)數(shù)，基于常數(shù)e和phi字節(jié)密鑰復(fù)制到c-word數(shù)組L對L和S的混合操作最終形成S數(shù)組2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0635/57RC5KeyExpansion2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0636/57RC5Encryption將輸入分成A和B兩部分L0=A+S[0];R0=B+S[1];fori=1tordoLi

=((Li-1XORRi-1)<<<Ri-1)+S[2xi];Ri

=((Ri-1XORLi)<<<Li)+S[2xi+1];每一輪就像是2DES的輪非線性主要來自于循環(huán)移位需要適當(dāng)?shù)妮啍?shù)(e.g.12-16)2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0637/572023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0638/57RC5ModesRFC2040定義了RC5使用的4種模式RC5BlockCipher,ECB模式RC5-CBC,CBC模式RC5-CBC-PAD,CBC加字節(jié)填充的模式RC5-CTS,CBC模式的一種變形，采樣密文挪用方法使得密文大小保持與原始態(tài)一致2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0639/57RC5密文挪用模式2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0640/57分組密碼的特點(diǎn)變長的密鑰、分組大小、輪數(shù)混合各種操作，數(shù)據(jù)和密鑰依賴循環(huán)移位密碼依賴S盒更加復(fù)雜的密鑰處理過程每一輪都對全部數(shù)據(jù)進(jìn)行操作多樣性的非線性功能2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0641/57Blowfish,1993年由BruceSchneier提出，對稱分組密碼，特性：快速：在32位處理器上加密每字節(jié)18時(shí)鐘周期緊湊：可在少于5K的內(nèi)存上運(yùn)行簡單：結(jié)構(gòu)簡單、容易實(shí)現(xiàn)可變的安全性：密鑰長度可變，從32位到448位子密鑰和S盒的產(chǎn)生使用32位可變到448位的密鑰，存儲(chǔ)在K數(shù)組中：Kj，用來產(chǎn)生18個(gè)32-bit的子密鑰，存儲(chǔ)在P數(shù)組中：Pj，4個(gè)8x32的包含1024個(gè)32位項(xiàng)的S盒，存儲(chǔ)在Si,jBlowfish2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0642/57產(chǎn)生P數(shù)組和S數(shù)組的步驟用常數(shù)π的小數(shù)部分初始化P數(shù)組和4個(gè)S盒對P數(shù)組和K數(shù)組逐位異或使用當(dāng)前的P和S數(shù)組對64位分組加密，把P1和P2用加密的輸出替代使用當(dāng)前的P和S數(shù)組對第三步的輸出加密，用所得密文替代P3和P4重復(fù)這個(gè)過程以更新P和S數(shù)組的所有元素，每一步都使用不斷變化的Blowfish算法的輸出，總共執(zhí)行512次加密算法Blowfish對密鑰經(jīng)常變化的應(yīng)用不適合，也不適合存儲(chǔ)空間有限的應(yīng)用BlowfishKeySchedule2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0643/57Blowfish的加密兩個(gè)基本操作:模232的加和逐位異或數(shù)據(jù)被分成左右兩部分L0&R0fori=1to16doRi

=Li-1XORPi;Li

=F[Ri]XORRi-1;L17=R16XORP18;R17=L16XORi17;這里：F[a,b,c,d]=((S1,a

+S2,b)XORS3,c)+S4,aBlowfishEncryption2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0644/572023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0645/572023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0646/57Blowfish的S盒依賴于密鑰，子密鑰和S盒通過重復(fù)使用Blowfish本身產(chǎn)生，使得各比特徹底糾纏在一起，密碼分析非常困難在每一循環(huán)中對數(shù)據(jù)的兩部分進(jìn)行操作，增大了密碼強(qiáng)度通過選擇適當(dāng)?shù)拿荑€長度(最長448位)，對窮舉攻擊來說，Blowfish幾乎是不可破的Blowfish的算法執(zhí)行是很快的所以，Blowfish可能是最難破譯的常規(guī)加密算法。討論2023/9/2現(xiàn)代密碼學(xué)理論與實(shí)踐-0647/57國際數(shù)據(jù)加密算法IDEA(InternationalDataEncryptionAlgorithm)1990年由瑞士蘇黎世聯(lián)邦工業(yè)大學(xué)的LaiXuejia和JamesMessey提出，1992年最終完成。算法形式同DES，