Namangan davlat universiteti fizika-matematika fakulteti amaliy matematika kafedrasi

Siljitish shifri. Siljitish shifri ikki turga bo`linadi. Ular oddiy va murakkab siljitish shifrlaridir.
Simmetrik kriptografiyaga oid dastur:
Dasturga kirish uchun foydalanuvchi o’z login va paroliga ega bo’lmog’i lozim .Bu dasturning maxfiyligini saqlaydi. Biz hozirgi kunda axborotlarni saqlashning bir necha usullari mavjud. Quyidagi programma bunga misol bo’la oladi.

Agar foydalanuvchi o’z login yoki parolini noto’g’ri kiritsa quyidagi holat ro’y beradi.

Bu programmani Delphi dasturlash tilida tuzib chiqilgan. Bu juda oddiy.Uni quyidagi algoritmlar asosida tuzilgan. Bu quyidagi rasm va izoxlarda o’z aksini topgan:

1) Dastur interfeysi tuzib olinadi. Dastur interfeysi biz yuqorida ko’rgan rasmda o’z aksini topgan. Bunda kirish qismiga quyidagicha kod yoziladi:

2 ) Dasturning asosiy qismi 2- forma oynasida joylashgan. U quyidagicha
Shifrlash qismiga quyidagicha kod kiritamiz:

Shifrdan chiqarish bo’limiga quyidagicha kod yozamiz:

Quyidagi constanata larni e’lon qilamiz:
Bu kod oynadagi alfavitlardagi mos o’rinlardagi boshqa lotin alfavitlarga almashtirish jarayoni ketadi.


2.3 Nosimmetrik kriptosistemalar.

Shifrlash va shifr ochish kalitlari o‘zaro funktsional bog‘langan bo‘lib ulardan biri asosida ikkinchisi amaliy jihatdan(mavjud hisoblash vositalari taraqqiyoti darajasida) hisoblab topilishi mumkin bo‘lmagan va ulardan biri faqat bitta aloqa ishtirokchisiga ma’lum bo‘lib boshqalardan maxfiy tutiladigan, ikkinchisi esa aloqa ishtirokchilarining hammasiga oshkor bo‘lgan kriptotizim nosimmetrik(sinonimlari: oshkora kalitli, ikki kalitli) kriptotizim deb ataladi.

Nosimmetrik kriptotizim ikki kalitli tizim bo‘lib, unda aloqa ishtirokchilarining har biri o‘zining shaxsiy maxfiy va oshkora kalitlari juftiga ega bo‘lib o‘z oshkora kalitini boshqa aloqa ishtirokchilariga e’lon qiladi. SHaxsiy maxfiy kalit qabul qilinadigan axborot pinhonaligini ta’minlash uchun yaratilganda shifrni ochish kaliti bo‘lib xizmat qiladi. Bunda kimga pinhona axborot jo‘natiladigan bo‘lsa shuning oshkora kalitidan foydalanib shifrlangan axborot jo‘natiladi. Bunday axborotning shifrini faqat yagona maxfiy kalit egasigina ocha oladi. Agar maxfiy kalit autentifikatsiya maqsadida jo‘natmalarga raqamli imzo bosish uchun hosil qilingan bo‘lsa, u shifrlash kaliti sifatida foydalaniladi. Oshkora kalit esa yuqoridagi birinchi holda shifrlash kaliti bo‘lib, ikkinchi holda shifrni ochish (tekshirib ko‘rish) kaliti bo‘lib xizmat qiladi.
Nosimmetrik kriptotizimlar asoslari simmetrik tizimlarda yechilmay qolgan kalit tarqatish va raqamli imzo muammolarining yechimini izlash yo‘llarida Massachusets texnologiya institutida U.Diffi(W.Diffie) va uning ilmiy rahbari M.Xellman(M.E.Hellman) tomonidan 1975 yilda taklif etilgan. 1977 yili shu tamoyil asosida o‘sha institutda R.Rivest, A.SHamir, L.Adlman(R.Rivest, A.SHamir, L.Adleman) tomonidan RSA algoritmi ishlab chiqildi. Keyinchalik elliptik va sh.o‘. bir tomonlama oson hisoblanadigan funktsiyalar asosiga qurilgan boshqa algoritmlar(El Gamal va boshqalar algoritmlari) yaratildi.
Nosimmetrik kriptotizimlar simmetrik kriptotizimlarga nisbatan o‘nlab marta ko‘proq axborot miqdoriga ega(512, 1024,2048,4096 bitli) kalitlardan foydalanadi va shunga ko‘ra yuzlab marta sekinroq ishlaydi. Nosimmetrik kriptotizimlarning matematik asosida bir tomonlama oson hisoblanadigan funktsiyalar (darajaga oshirish, elliptik funksiya, rekursiya va sh.o‘.) yotadi.
U.Diffi va M.Xellman taklif etgan himoyalanmagan ochiq aloqa kanali orqali kalit tarqatish usulining mohiyatini quyidagi misolda ko‘ramiz. Faraz qilaylikki Otabek va Kumush simmetrik kriptotizimdan foydalanish uchun o‘zaro mahfiy kalit belgilab olmoqchilar. Buning uchun ulardan biri biror katta tub son M ni va 1 bilan M-1 orasidan butun son g ni tanlab himoyalanmagan aloqa kanali(masalan, telefon) orqali ikkinchilariga bildirib kelishib oladilar. So‘ngra ikkavlari ham 1 bilan M-1 orasidan aloxida ixtiyoriy butun sonlarni tanlab uni o‘zlarining shaxsiy kalitlari deb belgilaydilar va uni xech kimsaga (bir-birlariga ham) bildirmaydilar. Faraz qilaylikki, Otabekning shaxsiy mahfiy kaliti o, Kumushning shaxsiy maxfiy kaliti esa k bo‘lsin. Bu shaxsiy mahfiy kalitlar o‘zaro mahfiy (ikkavlaridan boshqa xechkim bilmaydigan) kalitni va o‘zlarining shaxsiy oshkora kalitlarini xosil qilishda qatnashadigan kalitlardir. Otabek o‘z shaxsiy oshkora kaliti Eota ni, Kumush o‘z shaxsiy oshkora kaliti Ekum ni xosil qilish uchun g sonini M moduli bo‘yicha o‘z shaxsiy maxfiy kalitlariga teng bo‘lgan darajaga oshirishlari kifoya. Ular o‘z shaxsiy oshkora kalitlarini bir-birlariga va boshqalarga ham ochiq aloqa kanali orqali ma’lum qilganlaridan so‘ng o‘zaro mahfiy kalitni xisoblab topishlari mumkin bo‘ladi. Otabek bilan Kumushning o‘zaro maxfiy kaliti K birlarining oshkora kalitini ikkinchilarining mahfiy kalitiga teng darajaga M moduli bo‘yicha oshirilganiga teng.Endi ular biror simmetrik kriptotizimdan foydalanib maktub almashishda faqat ikkavlarigagina ma’lum bo‘lgan kalit k bilan o‘z maktublarini shifrlaydilar va shu kalit bilan shifrlangan maktub shifrini ochib o‘qiydilar.
SHaxsiy oshkora kalitlar, M moduli va g asos Homidga ham ma’lum. Lekin, u shaxsiy mahfiy kalitlardan bexabar bo‘lgani uchun Otabek va Kumushlarning o‘zaro mahfiy kalitlarini bilaolmaydi. CHunki, buning uchun yo Otabekning yo Kumushning shaxsiy mahfiy kalitini bilishi zarur. Uni bilish uchun g asosda M moduli bo‘yicha oshkora kalitning diskret logarifmini hisoblab topish zarur. M soni 2 ning 512 chi darajasiga teng songa yaqin son bo‘lsa va u “yaxshi tub son” (ya’ni, undan bitta kam sonni yarmisi ham tub son) bo‘lsa diskret logarifmni hisoblashda ishlatiladigan ko‘paytuv amallari ning (M moduli bo‘yicha) soni 2 ning 256 chi darajasiga yaqin bo‘ladi. Buncha amallarni bajarish uchun eng zo‘r zamonaviy superkompyuter ham minglab yillar davomida tinimsiz ishlashi lozim bo‘ladi.Yuqorida ko‘rib o‘tilgan shaxsiy oshkora va shaxsiy mahfiy kalitlar bir tomonlama hisoblanadigan funktsiya asosiga qurilgan bo‘lib, ular maktublarni bevosita shifrlash va shifrini ochish muammosini emas, balki maktub (umuman, harqanday axborot)larni simmetrik kriptotizimlarda shifrlashda va shifr ochishda foydalaniladigan o‘zaro mahfiy kalitlarni oshkora taqsimlash muammosini echib beradi. YAshirin yo‘lli birtomonlama funktsiyalardan foydalanilganda almashiladigan axborotlarni uzatish va raqamli imzo asosida autentifikatsiya muammosini yechish ham oson hal bo‘ladi. Bunday qulay funktsiya turini birinchi bo‘lib RSA algoritmining mualliflari taklif etishgan. Unda oshkora modul M ikki tub sonning ko‘paytmasi bo‘lib, ko‘paytuvchilar sir tutiladi. Ko‘paytuvchilardan bitta kam sonlar ko‘paytmasi ikkinchi(mahfiy) modul bo‘lib, u ham sir tutiladi. Mahfiy modulga nisbatan o‘zaro teskari ikki sondan biri shaxsiy oshkora kalit, ikkinchisi shaxsiy mahfiy kalit deb qabul qilinadi. SHu shaxsga yo‘llaniladigan axborot bloklari uning oshkora kalitida shifrlab(M moduli bo‘yicha oshkora kalitga teng darajaga oshirib) jo‘natiladi. Qabul qilib olingan axborot bloklari shifri shu shaxsning shaxsiy mahfiy kalitida ochiladi(M moduli bo‘yicha maxfiy kalitga teng darajaga oshirib).Faraz qilaylikki, Otabek Kumushga nosimmetrik kriptotizimdan foydalanib pinhona maktub yo‘llamoqchi. Ular orasida aloqa boshlanguncha Kumush o‘z oshkora kaliti nusxasini Otabekka va boshqalarga ma’lum qilgan. Ular bir-birlariga maktubni faqat shifrlangan shaklda yuborishga kelishib qo‘yganlar. Otabek Kumushga m maktubini yozib, uni Kumushning oshkora kaliti bilan shifrlaydi. Natijada m maktubi shifrlangan matn C ga aylanadi. So‘ngra Otabek shifrlangan maktubni elektron pochta orqali Kumushga jo‘natadi. Xat Kumushning oshkora kaliti bilan shifrlangan bo‘lgani uchun uni Kumush o‘z maxfiy kaliti bilan ochib bemalol o‘qiy oladi. YA’ni, shifrlangan matn C Kumushning maxfiy kaliti bilan dastlabki matn m ga aylantiriladi.Aloqa kanali himoyalanmagan bo‘lgani uchun bu maktub Homidning qo‘liga ham tushishi mumkin. Lekin Homidda Kumushning maxfiy kaliti bo‘lmagani uchun u xatning mazmunini bilaolmaydi va xatni o‘zgartirib qo‘ya olmaydi. Homidning qo‘lidan maktubni yo‘q qilib yuborish va yoki Kumushga uning oshkora kalitidan foydalanib Otabek nomidan shifrlangan yangi qalbaki maktub yo‘llash keladi. Homid maktub mazmunini bilmay turib Otabek nomidan shifrlangan maktub jo‘natsa, buning qalbaki ekanligi Kumushga darhol oshkor bo‘lmasligi mumkin. CHunki, xat Kumushning oshkora kaliti bilan shifrlangan bo‘lgani uchun uni Kumush o‘z maxfiy kaliti bilan ochib o‘qiydi. Bu xatning chindan ham Otabekdan ekaniga ishonch hosil qilish uchun buyerda autentifikatsiya muammosini(Otabekning raqamli imzosini tekshirish orqali) hal qilish lozim bo‘ladi.Bu muammoni yechishda raqamli imzo qo‘yish uchun shaxsiy maxfiy kalitdan, imzoni tekshirish uchun shaxsning oshkora kalitidan foydalaniladi. Bu sal keyinroq ko‘rilgan.
Ma`lumotlarni shifrlashning shunday algoritmlari mavjudki, ularda shifrlash usullarini bemalol ochib berish mumkin. Demak, kriptoanalitik ham ushbu shifrlash algoritmi haqida yetarlicha ma`lumotga ega. Shunday bo`lsada, u shifrlangan ma`lumotni qayta shifrlash imkoniyatiga deyarli ega bo`lmaydi. Sababi, ma`lumotlarni ishfrlashda bir hil usul ishlatilsa, qayta shifrlashda butunlay boshqa usuldan foydalaniladi. Kriptografiyada bunday usullarni ochiq kalitli shifrlash usullari yoki nosimmetrik kriptosistemalari deb ataladi.
Kriptografiyada ochiq qalitli shifrlash usullarini qo`llash quyidagi bosqichlarda amalga oshiriladi. Faraz qilaylik ma`lumotni jo`natuvchi (A tomon) uni qabul qiluvchiga (B tomonga) shifrlangan mahfiy xatni jo`natishi lozim. A tomon biror ochiq kalitli shifrlash usulida ma`lumotni shifrlaydi va uni ochiq usulda B tomonga uzatadi. Shifrlash bilan bog’liq va mahfiy saqlanishi lozim bo`lgan ayrim parametrlarni A va B tomonlar o`zaro kelishib olishadi. A tomon B tomonga ma`lumotlarni jo`natishda shifrlash uchun qanday kalitdan foydalanganini hammaga e`lon qilishi mumkin. Ushbu ma`lumotni qayta shifrlashi uchun A tomon foydalangan kalit yaramaydi. Shuning uchun B tomon maxfiy saqlanayotgan parametrlardan foydalanib, butunlay boshqa kalit ishlab chiqadi va uning yordamida ma`lumotlarni qayta shifrlaydi. Bu ikki tomon o`rtasida kriptoanalitik deb ataluvchi S tomon turadi va u B tomonga ketayotgan shifrlangan ma`lumotni tutib qolishi mumkin. Uning oldida turgan masala shifrlangan matnni qayta shifrlab, uning asl holatini tiklashdan iborat. U ochiq kalitni ham osongina qo`lga kiritishi mumkin. Ammo, bu kalit shifrlangan matnni qayta shifrlashga yordam bera olmaydi. Albatta, K. Shennon printsipiga ko`ra, u qachondir shifrlangan matnni qandaydir usul bilan qayta shifrlashga erishishi mumkin. Ammo, bu jarayon shunday ko`p vaqtni talab qiladiki, matn qayta shifrlangan vaqtda uning dolzarbligi qolmagan bo`ladi. Shuning uchun A va B tomonlar o`zlari uchun hisoblash jarayoni engil, ammo kriptoanalitik uchun o`ta murakkab bo`lgan shifrlash usullarini tanlashlari mumkin. Kriptografiyada ochiq kalitli shifrlash usullarini qo`llashning sababi quyidagicha. Murakkablik nazariyasi nisbatan yaqinda rivojlana boshladi. Bu nazariya turli hisoblash ishlari murakkabligini, boshqacha aytganda hisoblash ishlari uchun eng zamoonaviy komp’yuterlarda qancha vaqt sarf qilinishini o`rganadi. Bunday ma`lumot kriptografiya uchun muhim hisoblanadi. CHunki, ochiq usulda shifrlangan ma`lumotlarni qayta shifrlash uchun kriptoanalitik yuzlab yillarni sarf qilishiga to`g’ri keladi va bu vaqtdan keyin shifrlangan ma`lumot dolzarbligini yo`qotgan bo`ladi.
Ochiq kalitli shifrlash g’oyalari bir tomonlama funktsiyalar bilan bog’liq. Berilgan x argument bo`yicha f(x) funktsiyaning qiymatini osongina topish mumkin, ammo f(x) dan foydalanib x ning qiymatini aniqlash nihoyatda qiyin ish. Bu yerda “qiyin ish” jumlasi murakkablik nazariyasi ma`nosida kelmoqda.