WikiDer > КАСУМИ - Википедия

КАСУМИ это блочный шифр используется в UMTS, GSM, и GPRS мобильная связь В UMTS KASUMI используется в конфиденциальность (f8) и честность алгоритмы (f9) с именами UEA1 и UIA1 соответственно.^[1]В GSM KASUMI используется в A5 / 3 генератор ключевого потока и в GPRS в GEA3 генератор ключевого потока.

КАСУМИ был разработан для 3GPP для использования в системе безопасности UMTS Группа экспертов по алгоритмам безопасности(SAGE), часть Европейского органа по стандартизации ETSI.^[2]Из-за нехватки времени в стандартизации 3GPP вместо разработки нового шифра SAGE согласовала с группой технических спецификаций 3GPP (TSG) системные аспекты безопасности 3G (SA3), чтобы основать разработку на существующем алгоритме, который уже прошел некоторую оценку.^[2]Они выбрали алгоритм шифрования MISTY1 развитый^[3]и запатентовано^[4]к Mitsubishi Electric Corporation. Исходный алгоритм был немного изменен для упрощения аппаратной реализации и соответствия другим требованиям безопасности мобильной связи 3G.

КАСУМИ назван в честь оригинального алгоритма MISTY1 — 霞 み (хирагана か す み, ромадзи касуми) это Японский слово для «тумана».

В январе 2010 г. Орр Дункельман, Натан Келлер и Ади Шамир выпустили документ, показывающий, что они могут сломать Касуми с помощью атака по связанным ключам и очень скромные вычислительные ресурсы; эта атака неэффективна против MISTY1.^[5]

Описание

Алгоритм KASUMI указан в технической спецификации 3GPP.^[6]KASUMI - это блочный шифр со 128-битным ключом и 64-битным вводом и выводом. Ядро КАСУМИ - это восьмицилиндровый Сеть Фейстеля. Раундовые функции в основной сети Фейстеля представляют собой необратимые преобразования сети Фейстеля. В каждом раунде функция раунда использует раундовый ключ, который состоит из восьми 16-битных подключей, полученных из исходного 128-битного ключа с использованием фиксированного расписания ключей.

Ключевой график

128-битный ключ K разделен на восемь 16-битных подключей K_я:

${ Displaystyle К = К_ {1} | К_ {2} | К_ {3} | К_ {4} | К_ {5} | К_ {6} | К_ {7} | К_ {8 } ,}$

Дополнительно модифицированный ключ K ', аналогично разделены на 16-битовые ключи K '_я, используется. Модифицированный ключ получается из исходного ключа с помощью XOR с 0x123456789ABCDEFFEDCBA9876543210 (выбранным как номер "ничего в рукаве").

Ключи раунда получаются либо из подключаемых ключей путем побитового вращения влево на заданное значение, либо из модифицированных подключаемых ключей (без изменений).

Круглые клавиши следующие:

${ displaystyle { begin {array} {lcl} KL_ {i, 1} & = & { rm {ROL}} (K_ {i}, 1) KL_ {i, 2} & = & K '_ { i + 2} KO_ {i, 1} & = & { rm {ROL}} (K_ {i + 1}, 5) KO_ {i, 2} & = & { rm {ROL}} (K_ {i + 5}, 8) KO_ {i, 3} & = & { rm {ROL}} (K_ {i + 6}, 13) KI_ {i, 1} & = & K ' _ {i + 4} KI_ {i, 2} & = & K '_ {i + 3} KI_ {i, 3} & = & K' _ {i + 7} end {array}}}$

Добавления индексов под-ключа являются циклическими, так что если я + j больше 8, чтобы получить фактический индекс подключа, нужно вычесть 8 из результата.

Алгоритм

Алгоритм KASUMI обрабатывает 64-битное слово в двух 32-битных половинах, слева (${ displaystyle L_ {i}}$) и вправо (${ displaystyle R_ {i}}$Входное слово представляет собой объединение левой и правой половин первого раунда:

${ displaystyle { rm {input}} = R_ {0} | L_ {0} ,}$.

В каждом раунде правая половина подвергается операции XOR с выходом функции раунда, после чего половины меняются местами:

${ displaystyle { begin {array} {rcl} L_ {i} & = & F_ {i} (KL_ {i}, KO_ {i}, KI_ {i}, L_ {i-1}) oplus R_ {i -1} R_ {i} & = & L_ {i-1} end {array}}}$

куда KL_я, КО_я, KI_я круглые ключи я^th круглый.

Функции раундов для четных и нечетных раундов немного отличаются. В каждом случае функция раунда представляет собой композицию двух функций. FL_я и FO_я.Для нечетного раунда

${ displaystyle F_ {i} (K_ {i}, L_ {i-1}) = FO (KO_ {i}, KI_ {i}, FL (KL_ {i}, L_ {i-1})) , }$

и для равного раунда

${ displaystyle F_ {i} (K_ {i}, L_ {i-1}) = FL (KL_ {i}, FO (KO_ {i}, KI_ {i}, L_ {i-1})) , }$.

Результатом является конкатенация результатов последнего раунда.

${ displaystyle { rm {output}} = R_ {8} | L_ {8} ,}$.

Обе FL и FO функции делят 32-битные входные данные на две 16-битные половины. FL функция - это необратимая битовая манипуляция, в то время как FO функция - необратимая трехэтапная сеть типа Фейстеля.

Функция FL

32-битный ввод Икс из ${ displaystyle FL (KL_ {i}, x)}$ делится на две 16-битные половины ${ Displaystyle х = л | г}$.Сначала левая половина ввода ${ displaystyle l}$ побитовое AND с круглым ключом ${ displaystyle KL_ {я, 1}}$ и повернут влево на один бит. Результатом этого является XOR'ed к правой половине ввода. ${ displaystyle r}$ чтобы получить правую половину вывода ${ displaystyle r '}$.

${ displaystyle r '= { rm {ROL}} (l клин KL_ {i, 1}, 1) oplus r}$

Тогда правая половина вывода ${ displaystyle r '}$ побитовое ИЛИ с круглым ключом ${ displaystyle KL_ {я, 2}}$ и повернут влево на один бит. Результатом этого является операция XOR с левой половиной ввода. ${ displaystyle l}$ чтобы получить левую половину вывода ${ displaystyle l '}$.

${ displaystyle l '= { rm {ROL}} (r' vee KL_ {i, 2}, 1) oplus l}$

Результатом функции является объединение левой и правой половин. ${ displaystyle x '= l' | r '}$.

Функция FO

32-битный ввод Икс из ${ Displaystyle FO (КО_ {я}, КИ_ {я}, х)}$ делится на две 16-битные половины ${ Displaystyle х = l_ {0} | r_ {0}}$, и прошел через три раунда сети Фейстеля.

В каждом из трех раундов (индексируется j который принимает значения 1, 2 и 3) левая половина модифицируется для получения новой правой половины, а правая половина становится левой половиной следующего раунда.

${ displaystyle { begin {array} {lcl} r_ {j} & = & FI (KI_ {i, j}, l_ {j-1} oplus KO_ {i, j}) oplus r_ {j-1} l_ {j} & = & r_ {j-1} end {array}}}$

Выход функции: ${ displaystyle x '= l_ {3} | r_ {3}}$.

Функция FI

Функция FI представляет собой нерегулярную сеть типа Фейстеля.

16-битный ввод ${ displaystyle x}$ функции ${ displaystyle FI (Ki, x)}$ делится на две половины ${ Displaystyle х = l_ {0} | r_ {0}}$из которых ${ displaystyle l_ {0}}$ имеет ширину 9 бит и ${ displaystyle r_ {0}}$ имеет ширину 7 бит.

Биты в левой половине ${ displaystyle l_ {0}}$ сначала перетасовываются 9-битным коробка замены (S-коробка) S9 и результат подвергается операции XOR с расширенной нулем правой половиной ${ displaystyle r_ {0}}$ получить новую 9-битную правую половину ${ displaystyle r_ {1}}$.

${ Displaystyle r_ {1} = S9 (l_ {0}) oplus (00 | r_ {0}) ,}$

Биты правой половины ${ displaystyle r_ {0}}$ перетасовываются 7-битным S-блоком S7 и результат подвергается операции XOR с семью младшими битами (LS7) новой правой половины ${ displaystyle r_ {1}}$ чтобы получить новую 7-битную левую половину ${ displaystyle l_ {1}}$.

${ Displaystyle l_ {1} = S7 (r_ {0}) oplus LS7 (r_ {1}) ,}$

Промежуточное слово ${ displaystyle x_ {1} = l_ {1} | r_ {1}}$ выполняется XOR с круглым ключом KI, чтобы получить ${ Displaystyle x_ {2} = l_ {2} | r_ {2}}$из которых ${ displaystyle l_ {2}}$ имеет ширину 7 бит и ${ displaystyle r_ {2}}$ имеет ширину 9 бит.

${ displaystyle x_ {2} = KI oplus x_ {1}}$

Биты в правой половине ${ displaystyle r_ {2}}$ затем перетасовываются 9-битным S-блоком S9 и результат подвергается операции XOR с расширенной нулем левой половиной ${ displaystyle l_ {2}}$ чтобы получить новую 9-битную правую половину вывода ${ displaystyle r_ {3}}$.

${ Displaystyle r_ {3} = S9 (r_ {2}) oplus (00 | l_ {2}) ,}$

Наконец, кусочки левой половины ${ displaystyle l_ {2}}$ перетасовываются 7-битным S-блоком S7 и результат подвергается операции XOR с семью младшими битами (LS7) правой половины вывода ${ displaystyle r_ {3}}$ чтобы получить 7-битную левую половину ${ displaystyle l_ {3}}$ вывода.

${ Displaystyle l_ {3} = S7 (l_ {2}) oplus LS7 (r_ {3}) ,}$

Результат - объединение последней левой и правой половин. ${ displaystyle x '= l_ {3} | r_ {3}}$.

Ящики для замены

В коробки замены (S-блоки) S7 и S9 определяются как поразрядными выражениями И-XOR, так и таблицами поиска в спецификации. Побитовые выражения предназначены для аппаратной реализации, но в настоящее время принято использовать даже таблицы поиска. в исполнении HW.

S7 определяется следующим массивом:

int S7[128] = {   54, 50, 62, 56, 22, 34, 94, 96, 38,  6, 63, 93,  2, 18,123, 33,   55,113, 39,114, 21, 67, 65, 12, 47, 73, 46, 27, 25,111,124, 81,   53,  9,121, 79, 52, 60, 58, 48,101,127, 40,120,104, 70, 71, 43,   20,122, 72, 61, 23,109, 13,100, 77,  1, 16,  7, 82, 10,105, 98,  117,116, 76, 11, 89,106,  0,125,118, 99, 86, 69, 30, 57,126, 87,  112, 51, 17,  5, 95, 14, 90, 84, 91,  8, 35,103, 32, 97, 28, 66,  102, 31, 26, 45, 75,  4, 85, 92, 37, 74, 80, 49, 68, 29,115, 44,   64,107,108, 24,110, 83, 36, 78, 42, 19, 15, 41, 88,119, 59,  3};

S9 определяется следующим массивом:

int S9[512] = {  167,239,161,379,391,334,  9,338, 38,226, 48,358,452,385, 90,397,  183,253,147,331,415,340, 51,362,306,500,262, 82,216,159,356,177,  175,241,489, 37,206, 17,  0,333, 44,254,378, 58,143,220, 81,400,   95,  3,315,245, 54,235,218,405,472,264,172,494,371,290,399, 76,  165,197,395,121,257,480,423,212,240, 28,462,176,406,507,288,223,  501,407,249,265, 89,186,221,428,164, 74,440,196,458,421,350,163,  232,158,134,354, 13,250,491,142,191, 69,193,425,152,227,366,135,  344,300,276,242,437,320,113,278, 11,243, 87,317, 36, 93,496, 27,    487,446,482, 41, 68,156,457,131,326,403,339, 20, 39,115,442,124,  475,384,508, 53,112,170,479,151,126,169, 73,268,279,321,168,364,  363,292, 46,499,393,327,324, 24,456,267,157,460,488,426,309,229,  439,506,208,271,349,401,434,236, 16,209,359, 52, 56,120,199,277,  465,416,252,287,246,  6, 83,305,420,345,153,502, 65, 61,244,282,  173,222,418, 67,386,368,261,101,476,291,195,430, 49, 79,166,330,  280,383,373,128,382,408,155,495,367,388,274,107,459,417, 62,454,  132,225,203,316,234, 14,301, 91,503,286,424,211,347,307,140,374,     35,103,125,427, 19,214,453,146,498,314,444,230,256,329,198,285,   50,116, 78,410, 10,205,510,171,231, 45,139,467, 29, 86,505, 32,   72, 26,342,150,313,490,431,238,411,325,149,473, 40,119,174,355,  185,233,389, 71,448,273,372, 55,110,178,322, 12,469,392,369,190,    1,109,375,137,181, 88, 75,308,260,484, 98,272,370,275,412,111,  336,318,  4,504,492,259,304, 77,337,435, 21,357,303,332,483, 18,   47, 85, 25,497,474,289,100,269,296,478,270,106, 31,104,433, 84,  414,486,394, 96, 99,154,511,148,413,361,409,255,162,215,302,201,    266,351,343,144,441,365,108,298,251, 34,182,509,138,210,335,133,  311,352,328,141,396,346,123,319,450,281,429,228,443,481, 92,404,  485,422,248,297, 23,213,130,466, 22,217,283, 70,294,360,419,127,  312,377,  7,468,194,  2,117,295,463,258,224,447,247,187, 80,398,  284,353,105,390,299,471,470,184, 57,200,348, 63,204,188, 33,451,   97, 30,310,219, 94,160,129,493, 64,179,263,102,189,207,114,402,  438,477,387,122,192, 42,381,  5,145,118,180,449,293,323,136,380,   43, 66, 60,455,341,445,202,432,  8,237, 15,376,436,464, 59,461};

Криптоанализ

В 2001 г. невозможная дифференциальная атака на шести раундах КАСУМИ был представлен Кюн (2001).^[7]

В 2003 году Элад Баркан, Эли Бихам и Натан Келлер продемонстрировали атаки человек-посередине против GSM протокол, который избегает шифра A5 / 3 и тем самым нарушает протокол. Однако этот подход не атакует шифр A5 / 3.^[8] Полная версия их статьи была опубликована позже в 2006 году.^[9]

В 2005 году израильские исследователи Эли Бихам, Орр Дункельман и Натан Келлер опубликовали связанный ключ прямоугольник (бумеранг) атака на КАСУМИ, который может разбить все 8 раундов быстрее, чем исчерпывающий поиск.^[10]Атака требует 2^54.6 выбранные открытые тексты, каждый из которых был зашифрован одним из четырех связанных ключей и имеет временную сложность, эквивалентную 2^76.1 KASUMI шифрование. Хотя это, очевидно, не практическая атака, она сводит на нет некоторые доказательства безопасности протоколов 3GPP, которые полагались на предполагаемую силу KASUMI.

В 2010 году Дункельман, Келлер и Шамир опубликовали новую атаку, которая позволяет злоумышленнику восстановить полный ключ A5 / 3 путем атака по связанным ключам.^[5] Временная и пространственная сложность атаки достаточно низка, поэтому авторы провели атаку за два часа на Intel Core 2 Duo настольный компьютер даже с использованием неоптимизированной эталонной реализации KASUMI. Авторы отмечают, что эта атака может быть неприменима к способу использования A5 / 3 в системах 3G; их главная цель заключалась в том, чтобы опровергнуть заверения 3GPP в том, что их изменения в MISTY не окажут существенного влияния на безопасность алгоритма.

Смотрите также

• A5 / 1 и A5 / 2
• MISTY1
• СНЕГ

Рекомендации

внешняя ссылка

• Домашняя страница Натана Келлера