О‘zbekiston respublikasi axborot texnologiyalari va kommunikatsiyalarini rivojlantirish vazirligi
2.2.5. Blokli shifrlar rejimlari
Yüklə 5,01 Kb. Pdf görüntüsü
|
|
41 2.2.5. Blokli shifrlar rejimlari Oqimli shifrlardan foydalanish juda ham sodda – ochiq matn (yoki shifrmatn) uzunligiga teng bo’lgan kalitlar ketma-ketligi generasiya qilinadi va XOR amalida bajariladi. Blokli shifrlardan foydalanish faqat bir blokni shifrlashda oson. Biroq, bir nechta (ko’plab) bloklarni shifrlash qanday amalga oshiriladi? Javob esa, bir qaraganda oson emas. Faraz qilaylik, quyidagi ochiq matn bloklari berilgan bo’lsin: 𝑃𝑃 0 , 𝑃𝑃 1 , 𝑃𝑃 2 , … O’zgarmas kalit 𝐾𝐾 uchun blokli shifr kodlar kitobi hisoblanadi. Sababi, blokli shifrlar ochiq matn bloki va shifrmatn bloki o’rtasida o’zgarmas bog’lanishni yaratadi. Kodlar kitobi kabi foydalaniluvchi blokli shifrlash rejimi bu – elektron kodlar kitobi (Electronic codebook mode, ECB) rejimi. ECB rejimida quyidagi formuladan foydalangan holda ma’lumotlar bloklari shifrlanadi: 𝑆𝑆 = 0,1,2, … lar uchun 𝐶𝐶 𝑖𝑖 = 𝐿𝐿 ( 𝑃𝑃 𝑖𝑖 , 𝐾𝐾 ) Deshifrlash uchun esa quyidagi formuladan foydalaniladi: 𝑆𝑆 = 0,1,2, … lar uchun 𝑃𝑃 𝑖𝑖 = 𝑀𝑀 ( 𝐶𝐶 𝑖𝑖 , 𝐾𝐾 ) Ushbu yondashuv asosida blokli shifrlarni samarali amalga oshirsa bo’ladi. Biroq, mazkur yondashuvda jiddiy xavfsizlik muammosi mavjud. Faraz qilaylik, ECB rejimdan foydalangan holda ma’lumot shifrlandi va tarmoq orqali uzatildi. Uzatish davomida hujumchi ularni tutib oldi va shifrmatn bloklari orasidan ikkitasining bir-biriga tengligini ( 𝐶𝐶 𝑖𝑖 = 𝐶𝐶 𝑗𝑗 ) aniqladi. Natijada hujumchi aniqlagan shifrmatn bloklariga mos ochiq matn bloklari ham bir-biriga teng bo’ladi 𝑃𝑃 𝑖𝑖 = 𝑃𝑃 𝑗𝑗 . Albatta ushbu holat shifrmatnni topish uchun yetarli bo’lmasada, bir shifrmatn blokiga mos kelgan qolgan bloklarni aniqlash imkoniyatini beradi. Bunday hollarda hujumchi haqiqatan 𝑃𝑃 𝑖𝑖 yoki 𝑃𝑃 𝑗𝑗 ochiq matn bloklarini aniqlay olmasada, unga aloqador ba’zi ma’lumotni oshkor etadi. Mazkur holat grafik orqali tasvirlanganda 15-rasmda ko’rsatilganidek bo’ladi [13]. Boshqacha aytganda, rasmning chap tomonidagi tasvirning o’xshash har bir bloki o’ng qismida ham bir xil shifrmatn blokiga almashgan. Mazkur holda hujumchining 42 shifrmatndan foydalangan holda ochiq matnni bashorat qilishi murakkab vazifa emas. 15-rasm. ECB rejimida ma’lumotni shifrlash natijasi Biroq, ECB rejimida shifrlash va deshifrlash amallarini paralellashtirish imkoniyati mavjud va bu tezkorlikni oshiradi. Bundan tashqari agar shifrmatnni uzatish davomida bloklardan birining o’zgarishi faqat shu blokni natijasiga ta’sir qiladi. Ya’ni, faqat shu blokni o’zi zararlanadi. ECB rejimida mavjud muammolarni bartaraf etgan rejimlardan biri bu - cipher block chaining (CBC) rejimi. CBC rejimida bir blokdan chiqqan shifrmatn keyingi ochiq matnni yashirish uchun foydalaniladi va shundan so’ng shifrlash amalga oshiriladi. Mazkur rejimda shifrlash formulasi quyidagicha: 𝑆𝑆 = 0,1,2, … lar uchun 𝐶𝐶 𝑖𝑖 = 𝐿𝐿 ( 𝑃𝑃 𝑖𝑖 ⨁𝐶𝐶 𝑖𝑖−1 , 𝐾𝐾 ) Deshifrlash funksiyasi esa quyidagicha bo’ladi: 𝑆𝑆 = 0,1,2, … lar uchun 𝑃𝑃 𝑖𝑖 = 𝑀𝑀 ( 𝐶𝐶 𝑖𝑖 , 𝐾𝐾 ) ⨁𝐶𝐶 𝑖𝑖−1 Birinchi blokni shifrlash uchun undan oldingi shifrmatn bloki bo’lmagani uchun, boshlang’ich vektor deb ataluvchi (initialization vector, IV) 𝐿𝐿𝐼𝐼 dan foydalaniladi va u mantiqiy tomondan 𝐶𝐶 −1 ga teng bo’ladi. Shifrmatn bloklari maxfiy saqlanmagani bois unga analog bo’lgan 𝐿𝐿𝐼𝐼 ham maxfiy saqlanmaydi. Biroq, 𝐿𝐿𝐼𝐼 tasodifiy ravishda generasiya qilinishi shart. 𝐿𝐿𝐼𝐼 dan foydalangan holda, birinchi blokni shifrlash quyidagicha amalga oshiriladi: 𝐶𝐶 0 = 𝐿𝐿 ( 𝑃𝑃 0 ⨁𝐿𝐿𝐼𝐼 , 𝐾𝐾 ) . 43 Mos holda birinchi blokni deshifrlash esa quyidagicha amalga oshiriladi: 𝑃𝑃 0 = 𝑀𝑀 ( 𝐶𝐶 0 , 𝐾𝐾 ) ⨁𝐿𝐿𝐼𝐼 . CBC rejimida ma’lumotlarni shifrlash ECB rejimidan farqli ravishda bir xil ochiq matn bloklari turli shifr matn bloklariga almashinadi. Mazkur holat grafik orqali tasvirlanganda 16-rasmda ko’rsatilgandek bo’ladi [13]. 16-rasm. CBC rejimida shifrlash natijasi Agar CBC rejimidan foydalanib shifrlangan ma’lumotni uzatish davomida biror bitga o’zgarish bo’lsa, yakuniy holat qanday bo’ladi (hozirda bunday holatlar kam uchraydi)? Faraz qilaylik, shifrmatnning 𝐶𝐶 𝑖𝑖 bloki zararlandi: 𝐶𝐶 𝑖𝑖 = 𝐺𝐺 . U holda 𝑃𝑃 𝑖𝑖 ≠ 𝑀𝑀 ( 𝐺𝐺 , 𝐾𝐾 ) ⨁𝐶𝐶 𝑖𝑖−1 va 𝑃𝑃 𝑖𝑖+1 ≠ 𝑀𝑀 ( 𝐶𝐶 𝑖𝑖+1 , 𝐾𝐾 ) ⨁𝐺𝐺 Biroq, 𝑃𝑃 𝑖𝑖+2 = 𝑀𝑀 ( 𝐶𝐶 𝑖𝑖+2 , 𝐾𝐾 ) ⨁𝐶𝐶 𝑖𝑖+1 va qolgan bloklar to’g’ri deshifrlanadi. Ya’ni, bir blokning zararlanishi ikkita blokga ta’sir ko’rsatadi. Undan keyingi bloklar esa o’zgarmas saqlanadi. Simmetrik blokli shifrlash algoritmlari oqimli shifrlash algoritmlariga qaraganda yuqori hisoblash imkoniyatini talab etadi va shunga mos ravishda yuqori bardoshlikni ta’minlaydi. Simmetrik blokli shifrlash algoritmlari oqimli shifrlar kabi ma’lumot konfidensialligini ta’minlash uchun foydalaniladi. Bundan tashqari, blokli shifrlardan autentifikasiya masalalarida, ma’lumot yaxlitligini ta’minlashda keng qo’llaniladi. |