LOKI97

Материал из Википедии — свободной энциклопедии
Перейти к: навигация, поиск
LOKI97
Создатель:

Lawrie Brown

Создан:

1997 г.

Опубликован:

1998 г.

Размер ключа:

128/192/256 бит

Размер блока:

128 бит

Число раундов:

16

Тип:

Сеть Фейстеля

LOKI97 — 128-битный 16-цикловой симметричный блочный шифр с 128-256-битным пользовательским ключом, используемым как для зашифрования, так и для расшифрования сообщений. Разработан Lawrie Brown совместно с J.Pieprzyk и J.Seberry. Имеет структуру сбалансированной петли сети Фейстеля с использованием 16 циклов и сложной функцией f, которая объединяет два S-P слоя.

На данный момент не находит широкого распространения, поскольку имеет сравнительно низкую скорость шифрования, более высокие требования к ресурсам, чем другие участники конкурса AES, и некоторые потенциальные уязвимости.

При разработке LOKI97 были учтены особенности существующих на этот момент симметричных алгоритмов, учтены их уязвимости и достоинства. В частности, в своей статье «Предварительные наброски по доработке LOKI», 15 декабря 1997 года автор алгоритма L. Brown исследует Blowfish, CAST, IDEA, TEA, ICE, SAFER и ряд других алгоритмов. В этой статье были рассмотрены уязвимости исходного алгоритма — LOKI91, предшественника LOKI97, имеющего недостаток в механизме выработки ключей, который позволял, теоретически, использовать механизм «грубой силы» для атаки.

Шифр LOKI97 не патентован, свободен для использования, позиционируется автором как замена DES и другим блочным алгоритмам. Предшественниками являются алгоритмы LOKI89 и LOKI91. Реализован в библиотеке mcrypt, ряде свободных программ шифрования, существует плагин для Total Commander с поддержкой LOKI97.

Криптостойкость[править | править исходный текст]

LOKI97 был первым опубликованным кандидатом в конкурсе Advanced Encryption Standard, был в достаточно краткие сроки анализирован и атакован. В работе «Weaknesses in LOKI97»[1] (Rijmen & Knudsen, 1999) было выявлено, что алгоритм имеет ряд недостатков, которые делают его уязвимым к дифференциальному и линейному криптоанализу. Согласно исследованиям, проведенным в рамках конкурса AES, изменение одного бита входных данных в одном из раундов с относительно высокой вероятностью (порядка 2^{-10}) повлечет за собой изменение одного бита в выходных данных, что делает дифференциальную атаку успешной как максимум за 2^{56} попыток. В то же время несбалансированность F-функции делает успешным линейный криптоанализ при известных 2^{56} шифруемых сообщениях. В то же время автор в описании алгоритма оценивал стойкость LOKI97 на несколько порядков большей (предполагалось, что для взлома необходимо обладать как минимум 2^{70} шифротекстами). Этот анализ недостатков алгоритма не позволил шифру LOKI97 пройти в следующий тур конкурса AES.

Современный 128-битный блочный шифр должен противостоять дифференциальному и линейному криптоанализу лучше чем LOKI97.

Спецификация алгоритма LOKI97[2][править | править исходный текст]

Схема алгоритма

LOKI97 преобразует 128-битный блок исходного текста в 128 бит шифротекста. Шифорование происходит следующим образом: 128 бит исходного блока [L|R] делится на 2 64-битных слова

~L_{\text{0}}=L

~R_{\text{0}}=R

После чего эти слова проходят 16 раундов сбалансированной сети Фейстеля по следующему алгоритму:

~R_{\text{i}} = L_{\text{i-1}} \oplus f(R_{\text{i-1}}+SK_{\text{3i-2}},SK_{\text{3i-1}})

~L_{\text{i}} = R_{\text{i-1}}+SK_{\text{3i-2}}+SK_{\text{3i}}

Каждый раунд использует как операцию XOR, так и сложение (по модулю 2:64) 64-битных слов, что увеличивает стойкость алгоритма к взлому. Функция F(F,B) обеспечивает максимальное смешивание всех входных битов функции, ее описание будет дано ниже. Процесс расшифровки аналогичен алгоритму получения шифртекста: 16 шагов (от 16 до 1го)

~R_{\text{i-1}} = L_{\text{i}} \oplus f(R_{\text{i}}-SK_{\text{3i}},SK_{\text{3i-1}})

~L_{\text{i-1}} = R_{\text{i}}-SK_{\text{3i}}-SK_{\text{3i-2}}

Инициализация ключей LOKI97[править | править исходный текст]

В самом алгоритме используется 256-битный ключ, однако ключ, выданный пользователям может быть 256-ти, 192-х, а также 128-битным. Соответственно, если дан 256-битный ключ [K_{\text{a}}|K_{\text{b}}|K_{\text{c}}|K_{\text{d}}], тогда

[K4_{\text{0}}|K3_{\text{0}}|K2_{\text{0}}|K1_{\text{0}}] = [K_{\text{a}}|K_{\text{b}}|K_{\text{c}}|K_{\text{d}}]

если дан 192-битный ключ [K_{\text{a}}|K_{\text{b}}|K_{\text{c}}], тогда

[K4_{\text{0}}|K3_{\text{0}}|K2_{\text{0}}|K1_{\text{0}}] = [K_{\text{a}}|K_{\text{b}}|K_{\text{c}}|f(K_{\text{a}},K_{\text{b}})]

и если дан 128-битный ключ [K_{\text{a}}|K_{\text{b}}] , тогда

[K4_{\text{0}}|K3_{\text{0}}|K2_{\text{0}}|K1_{\text{0}}] = [K_{\text{a}}|K_{\text{b}}|f(K_{\text{b}},K_{\text{a}})|f(K_{\text{a}},K_{\text{b}})]

Для усложнения коротких (128-битных) и простых (например, нулевых) ключей при генерации использовалась функция F, используемая в алгоритме далее. Для получения промежуточных ключей с одинаковой эффективностью к атакам используется функция g, один из этапов которой — прибавление постоянной, по словам автора «золотого сечения». Полученный на входе ключ проходит через 48 итераций следующих действий (i=1,48), создавая 48 промежуточных ключей SK_{\text{i}}

SK_{\text{i}} = K1_{\text{i}} = K4_{\text{i-1}} \oplus g_{\text{i}}(K1_{\text{i-1}},K3_{\text{i-1}},K2_{\text{i-1}})

~K4_{\text{i}} = K4_{\text{i-1}}

~K3_{\text{i}} = K3_{\text{i-1}}

~K2_{\text{i}} = K2_{\text{i-1}}

,где

~g_{\text{i}}(K1,K3,K2)=f(K1+K3+(\Delta*i),K2)

~\Delta = (\sqrt{5}-1)*2^{\text{63}} = 9E3779B97F4A7C15_{\text{16}}

При дешифровке сообщения промежуточные ключи используются в обратном порядке.

Функция f(A,B)[править | править исходный текст]

Функцию можно описать следующим выражением

~f(A,B) = Sb(P(Sa(E(KP(A,B)))),B), в котором:

KP(A, B)[править | править исходный текст]

Функция перемешивания битов. Разбивает входное 64-битное слово А на 2 32-битных и младшие 32 бита слова В и на выходе дает 64-битный результат согласно формуле:

 KP([A_l|A_r],SK_r) = \left [ ((A_l \And \sim SK_r) \mid (A_r \And SK_r)) \mid ((A_r \And \sim SK_r) \mid (A_l \And SK_r)) \right ]

С помощью обмена битами с промежуточным ключем и частью входных данных, функция KP перермешивает биты для усложнения процесса сопоставления входных и выходных данных поступающих с и на S-блоки.

E(A)[править | править исходный текст]

Функция расширения. Преобразует входное 64-битное слово в 96-битное по следующему закону:

\left [4-0\mid 63-56\mid 58-48\mid 52-40\mid 42-32\mid 34-24\mid 28-16\mid 18-8\mid 12-0\right ].

Функция построена таким образом, что биты каждый бит на ее входе попадает в 2 S-блока.

Sa(A), Sb(A)[править | править исходный текст]

2 группы S-блоков. Построены так, чтобы иметь максимальную нелинейность (отсюда и выбор кубической функции и нечетная степень поля Галуа), имеют хорошую устойчивость к дифференциальному криптоанализа, а также создают лавинный эффект при использовании функции. Используются блоки разной длины S1 — 13 бит, S2 — 11 бит. ~Sa(A)=[S1,S2,S1,S2,S2,S1,S2,S1], и ~Sb(A)=[S2,S2,S1,S1,S2,S2,S1,S1]. Входные данные для Sa(C) — 96-битное слово на выходе функции E(B). Старшими битами слова для Sb(C) являются старшие 32 бита слова B, использованого как одно из входных для всей функции F(A,B), а младшими — результат действия функции P(D). Входные данные для S-блоков инвертируются для уменьшения вероятности преобразований вида 0-> 0, 1 -> 1. s-блоки считаются по следующим формулам

    S1(x) = ((inverted x \oplus 1FFF)^3 ~\mathrm{mod}~ 2911) \And FF,  in ~GF~(2^{13})

    S2(x) = ((inverted x \oplus  7FF)^3~ \mathrm{mod}~  AA7) \And FF,  in~ GF~(2^{11})

Операция A \And FF выбирает 8 младших битов из числа A.

P(A)[править | править исходный текст]

Перестановка выходных данных функции Sa(A). 64 бита перемешиваются по следующей схеме:

56 48 40 32 24 16 08 00 57 49 41 33 25 17 09 01
58 50 42 34 26 18 10 02 59 51 43 35 27 19 11 03
60 52 44 36 28 20 12 04 61 53 45 37 29 21 13 05
62 54 46 38 30 22 14 06 63 55 47 39 31 23 15 07

Функция P является основным путем перемешивания битов. При ее построении преследовалась цель максимально уменьшить вероятность появления закономерностей в распределении входных и выходных битов. Как и в предыдущих версиях алгоритма, по словам автора, за основу был взят латинский квадрат.

Пример использования алгоритма[править | править исходный текст]

Ключ: 000102030405060708090A0B0C0D0E0F101112131415161718191A1B1C1D1E1F

Текст: 000102030405060708090A0B0C0D0E0F

Шифр: 75080E359F10FE640144B35C57128DAD

См. также[править | править исходный текст]

Примечания[править | править исходный текст]

  1. L.R. Knudsen and V. Rijmen, «Weaknesses in LOKI97», Proceedings of the 2nd AES Candidate Conference, Rome, March 22-23, 1999, pp. 168—174
  2. Laurence Brown, Josef Pieprzyk, Introducing the new LOKI97 Block Cipher

Ссылки[править | править исходный текст]