ГОСТ 28147-89

Материал из Википедии — свободной энциклопедии
Перейти к навигации Перейти к поиску
ГОСТ 28147-89
GOSTDiagram.png
Создатель КГБ, 8-е управление
Создан 1989 год
Опубликован 1990 год
Стандарты ГОСТ 34.12-2018, ГОСТ Р 34.12-2015, ГОСТ 28147-89, RFC 5830
Размер ключа 256 бит
Размер блока 64 бит
Число раундов 32\16
Тип сеть Фейстеля

ГОСТ 28147-89 «Системы обработки информации. Защита криптографическая. Алгоритм криптографического преобразования» — устаревший (см. хронологию использования) государственный стандарт союза ССР (а позже межгосударственный стандарт СНГ), описывающий алгоритм симметричного блочного шифрования и режимы его работы.

Является примером DES-подобных криптосистем, созданных по классической итерационной схеме Фейстеля.

По некоторым сведениям[1], история этого шифра достаточно давняя. Алгоритм, положенный впоследствии в основу стандарта, родился, предположительно, в недрах Восьмого Главного управления КГБ СССР (ныне в структуре ФСБ), в Воронежском НИИ Связи, вероятно, ещё в 1970-х годах в рамках проектов создания программных и аппаратных реализаций шифра для различных вычислительных платформ.

С момента опубликования стандарта на нём стоял ограничительный гриф «для служебного пользования», и формально шифр был объявлен «полностью открытым» только в мае 1994 года. История создания шифра и критерии разработчиков по состоянию на 2017 год не обнародованы.

Хронология использования[править | править код]

Утверждён постановлением Госстандарта СССР №1409 от 2 июня 1989 года, введен в действие с 1 июля 1990 года[2].

С 31 марта 1996 года переиздан и введен в действие как межгосударственный стандарт СНГ[3].

Постановлением Госстандарта Республики Беларусь №3 от 17 декабря 1992 года введен в действие в качестве государственного стандарта Республики Беларусь. Переиздан в марте 2011 года[4].

Приказом Государственного комитета Украины по вопросам технического регулирования и потребительской политики №495 от 22 января 2008 года ГОСТ 28147-89 был переиздан на территории Украины и введён в действие с 1 февраля 2009 года под наименованием ДСТУ ГОСТ 28147:2009[5]. Согласно текущих приказов, ДСТУ ГОСТ 28147:2009 будет действовать до 1 января 2022 года[6]. Идет постепенная замена на ДСТУ 7624:2014[uk] (шифр «Калина»).

Стандарт отменён на территории России и СНГ с 31 мая 2019 год в связи с принятием новых полностью его заменяющих межгосударственный стандартов ГОСТ 34.12-2018 (описывает шифры «Магма» и «Кузнечик») и ГОСТ 34.13-2018 (описывает режимы работы блочных шифров).

Согласно извещению ФСБ о порядке использования алгоритма блочного шифрования ГОСТ 28147-89, средства криптографической защиты информации, предназначенные для защиты информации, не содержащей сведений, составляющих государственную тайну, реализующие, в том числе алгоритм ГОСТ 28147-89, не должны разрабатываться после 1 июня 2019 года, за исключением случаев, когда алгоритм ГОСТ 28147-89 в таких средствах предназначен для обеспечения совместимости с действующими средствами, реализующими этот алгоритм[7].

Магма[править | править код]

См. также: ГОСТ 34.12-2018

В 2015 году вместе с новым алгоритмом «Кузнечик» один из вариантов алгоритма ГОСТ 28147-89 был опубликован под названием «Магма» как часть стандарта ГОСТ Р 34.12-2015, а позже как часть стандарта ГОСТ 34.12-2018.

Особенности:

Описание шифра[править | править код]

ГОСТ 28147-89 — блочный шифр с 256-битным ключом и 32 циклами (называемыми раундами) преобразования, оперирующий 64-битными блоками. Основа алгоритма шифра — сеть Фейстеля. Выделяют четыре режима работы ГОСТ 28147-89:

Режимы работы[править | править код]

Режим простой замены[править | править код]

Функция f(Ai, Xi), используемая в сети Фейстеля

Для зашифровывания в этом режиме 64-битный блок открытого текста сначала разбивается на две половины: Tо = (A0, B0) [8]. На i-ом цикле используется подключ Xi:

( = двоичное «исключающее или»)

Для генерации подключей исходный 256-битный ключ разбивается на восемь 32-битных чисел: K0…K7.

Подключи X0…X23 являются циклическим повторением K0…K7. Подключи X24…X31 являются K7…K0.

Результатом выполнения всех 32 раундов алгоритма является 64-битный блок шифртекста: Tш = (A32, B32).

Расшифрование осуществляется по тому же алгоритму, что и зашифрование, с тем изменением, что инвертируется порядок подключей: X0…X7 являются K0…K7, а X8…X31 являются циклическим повторением K7…K0.

Во входных и выходных данных 32-битные числа представляются как little endian.

Функция вычисляется следующим образом:

Ai и Xi складываются по модулю 232.

Результат разбивается на восемь 4-битовых подпоследовательностей, каждая из которых поступает на вход своего узла таблицы замен (в порядке возрастания старшинства битов), называемого ниже S-блоком. Общее количество S-блоков стандарта — восемь, то есть столько же, сколько и подпоследовательностей. Каждый S-блок представляет собой перестановку чисел от 0 до 15 (конкретный вид S-блоков в стандарте не определен). Первая 4-битная подпоследовательность попадает на вход первого S-блока, вторая — на вход второго и т. д.

Если узел S-блока выглядит так:

1, 15, 13, 0, 5, 7, 10, 4, 9, 2, 3, 14, 6, 11, 8, 12

и на входе S-блока 0, то на выходе будет 1, если 4, то на выходе будет 5, если на входе 12, то на выходе 6 и т. д.

Выходы всех восьми S-блоков объединяются в 32-битное слово, затем всё слово циклически сдвигается влево (к старшим разрядам) на 11 битов.

Режим простой замены имеет следующие недостатки:

  • Может применяться только для шифрования открытых текстов с длиной, кратной 64 бит [1]
  • При шифровании одинаковых блоков открытого текста получаются одинаковые блоки шифротекста, что может дать определенную информацию криптоаналитику.

Таким образом, применение ГОСТ 28147-89 в режиме простой замены желательно лишь для шифрования ключевых данных. [1]

Гаммирование[править | править код]

Схема работы в режиме гаммирования

При работе ГОСТ 28147-89 в режиме гаммирования описанным ниже образом формируется криптографическая гамма, которая затем побитно складывается по модулю 2 с исходным открытым текстом для получения шифротекста. Шифрование в режиме гаммирования лишено недостатков, присущих режиму простой замены[1]. Так, даже идентичные блоки исходного текста дают разный шифротекст, а для текстов с длиной, не кратной 64 бит, "лишние" биты гаммы отбрасываются. Кроме того, гамма может быть выработана заранее, что соответствует работе шифра в поточном режиме.

Выработка гаммы происходит на основе ключа и так называемой синхропосылки, которая задает начальное состояние генератора. Алгоритм выработки следующий:

  1. Синхропосылка шифруется с использованием описанного алгоритма простой замены, полученные значения записываются во вспомогательные 32-разрядные регистры N3 и N4 - младшие и старшие биты соответственно.
  2. N3 суммируется по модулю 232 с константой C2 = 101010116
  3. N4 суммируется по модулю 232-1 с константой C1 = 101010416
  4. N3 и N4 переписываются соответственно в N1 и N2, которые затем шифруются с использованием алгоритма простой замены. Полученный результат является 64 битами гаммы.
  5. Шаги 2-4 повторяются в соответствии с длиной шифруемого текста.

Для расшифровывания необходимо выработать такую же гамму, после чего побитно сложить её по модулю 2 с зашифрованным текстом. Очевидно, для этого нужно использовать ту же синхропосылку, что и при шифровании. При этом, исходя из требований уникальности гаммы, нельзя использовать одну синхропосылку для шифрования нескольких массивов данных. Как правило, синхропосылка тем или иным образом передается вместе с шифротекстом.

Особенность работы ГОСТ 28147-89 в режиме гаммирования заключается в том, что при изменении одного бита шифротекста изменяется только один бит расшифрованного текста. С одной стороны, это может оказывать положительное влияние на помехозащищённость; с другой - злоумышленник может внести некоторые изменения в текст, даже не расшифровывая его[1].

Гаммирование с обратной связью[править | править код]

Схема работы в режиме гаммирования с обратной связью

Алгоритм шифрования похож на режим гаммирования, однако гамма формируется на основе предыдущего блока зашифрованных данных, так что результат шифрования текущего блока зависит также и от предыдущих блоков. По этой причине данный режим работы также называют гаммированием с зацеплением блоков.

Алгоритм шифрования следующий:

  1. Синхропосылка заносится в регистры N1 и N2
  2. Содержимое регистров N1 и N2 шифруется в соответствии с алгоритмом простой замены. Полученный результат является 64-битным блоком гаммы.
  3. Блок гаммы побитно складывается по модулю 2 с блоком открытого текста. Полученный шифротекст заносится в регистры N1 и N2
  4. Операции 2-3 выполняются для оставшихся блоков требующего шифрования текста.

При изменении одного бита шифротекста, полученного с использованием алгоритма гаммирования с обратной связью, в соответствующем блоке расшифрованного текста меняется только один бит, так же затрагивается последующий блок открытого текста. При этом все остальные блоки остаются неизменными[1].

При использовании данного режима следует иметь в виду, что синхропосылку нельзя использовать повторно (например, при шифровании логически раздельных блоков информации - сетевых пакетов, секторов жёсткого диска и т. п). Это обусловлено тем, что первый блок шифр-текста получен всего лишь сложением по модулю два с зашифрованной синхропосылкой; таким образом, знание всего лишь 8 первых байт исходного и шифрованного текста позволяют читать первые 8 байт любого другого шифр-текста после повторного использования синхропосылки.

Режим выработки имитовставки[править | править код]

Основная статья: Имитовставка
Схема выработки имитовставки

Этот режим не является в общепринятом смысле режимом шифрования. При работе в режиме выработки имитовставки создаётся некоторый дополнительный блок, зависящий от всего текста и ключевых данных. Данный блок используется для проверки того, что в шифротекст случайно или преднамеренно не были внесены искажения. Это особенно важно для шифрования в режиме гаммирования, где злоумышленник может изменить конкретные биты, даже не зная ключа; однако и при работе в других режимах вероятные искажения нельзя обнаружить, если в передаваемых данных нет избыточной информации.

Имитовставка вырабатывается для M ≥ 2 блоков открытого текста по 64 бит. Алгоритм следующий:

  1. Блок открытых данных записывается в регистры N1 и N2, после чего подвергается преобразованию, соответствующему первым 16 циклам шифрования в режиме простой замены
  2. К полученному результату побитно по модулю 2 прибавляется следующий блок открытых данных. Последний блок при необходимости дополняется нулями. Сумма также шифруется в соответствии с пунктом 1.
  3. После добавления и шифрования последнего блока из результата выбирается имитовставка длиной L бит: с бита номер 32-L до 32 (отсчёт начинается с 1). Стандарт рекомендует выбирать L исходя из того, что вероятность навязывания ложных данных равна 2-L. Имитовставка передается по каналу связи после зашифрованных блоков.

Для проверки принимающая сторона проводит аналогичную описанной процедуру. В случае несовпадения результата с переданной имитовставкой все соответствующие M блоков считаются ложными.

Следует отметить, что выработка имитовставки может проводиться параллельно шифрованию с использованием одного из описанных выше режимов работы[1].

Узлы замены (S-блоки)[править | править код]

Основная статья: S-блок (информатика)

Все восемь S-блоков могут быть различными. Некоторые считают, что они могут являться дополнительным ключевым материалом, увеличивающим эффективную длину ключа; однако существуют применимые на практике атаки, позволяющие их определить[9]. Впрочем, и необходимости в увеличении длины ключа нет, 256 бит вполне достаточно в настоящее время[10]. Как правило, таблицы замен являются долговременным параметром схемы, общим для определенной группы пользователей.

В тексте стандарта ГОСТ 28147-89 указывается, что поставка заполнения узлов замены (S-блоков) производится в установленном порядке, то есть разработчиком алгоритма.

Узлы замены определенные документом RFC 4357[править | править код]

Идентификатор: id-GostR3411-94-TestParamSet[править | править код]

OID: 1.2.643.2.2.30.0

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 4 A 9 2 D 8 0 E 6 B 1 C 7 F 5 3
2 E B 4 C 6 D F A 2 3 8 1 0 7 5 9
3 5 8 1 D A 3 4 2 E F C 7 6 0 9 B
4 7 D A 1 0 8 9 F E 4 6 C B 2 5 3
5 6 C 7 1 5 F D 8 4 A 9 E 0 3 B 2
6 4 B A 0 7 2 1 D 3 6 8 5 9 C F E
7 D B 4 1 3 F 5 9 0 A E 7 6 8 2 C
8 1 F D 0 5 7 A 4 9 2 3 E 6 B 8 C

Этот узел замены определен ГОСТ Р 34.11-94 для целей тестирования. Данный узел замен используется в криптографических приложениях ЦБ РФ[10].

Идентификатор: id-Gost28147-89-CryptoPro-A-ParamSet[править | править код]

OID: 1.2.643.2.2.31.1

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 9 6 3 2 8 B 1 7 A 4 E F C 0 D 5
2 3 7 E 9 8 A F 0 5 2 6 C B 4 D 1
3 E 4 6 2 B 3 D 8 C F 5 A 0 7 1 9
4 E 7 A C D 1 3 9 0 2 B 4 F 8 5 6
5 B 5 1 9 8 D F 0 E 4 2 3 C 7 A 6
6 3 A D C 1 2 0 B 7 5 9 4 8 F E 6
7 1 D 2 9 7 A 6 0 8 C 4 5 F 3 B E
8 B A F 5 0 C E 8 6 2 3 9 1 7 D 4

Данный узел замен используется криптопровайдером CryptoPRO CSP по умолчанию. Так же данный узел замен используется в ПО "Верба-О"[11].

Идентификатор: id-Gost28147-89-CryptoPro-B-ParamSet[править | править код]

OID: 1.2.643.2.2.31.2

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 8 4 B 1 3 5 0 9 2 E A C D 6 7 F
2 0 1 2 A 4 D 5 C 9 7 3 F B 8 6 E
3 E C 0 A 9 2 D B 7 5 8 F 3 6 1 4
4 7 5 0 D B 6 1 2 3 A C F 4 E 9 8
5 2 7 C F 9 5 A B 1 4 0 D 6 8 E 3
6 8 3 2 6 4 D E B C 1 7 F A 0 9 5
7 5 2 A B 9 1 C 3 7 4 D 0 6 F 8 E
8 0 4 B E 8 3 7 1 A 2 9 6 F D 5 C

Данный узел замен используется криптопровайдером CryptoPRO CSP.

Идентификатор: id-Gost28147-89-CryptoPro-C-ParamSet[править | править код]

OID: 1.2.643.2.2.31.3

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 1 B C 2 9 D 0 F 4 5 8 E A 7 6 3
2 0 1 7 D B 4 5 2 8 E F C 9 A 6 3
3 8 2 5 0 4 9 F A 3 7 C D 6 E 1 B
4 3 6 0 1 5 D A 8 B 2 9 7 E F C 4
5 8 D B 0 4 5 1 2 9 3 C E 6 F A 7
6 C 9 B 1 8 E 2 4 7 3 6 5 A 0 F D
7 A 9 6 8 D E 2 0 F 3 5 B 4 1 C 7
8 7 4 0 5 A 2 F E C 6 1 B D 9 3 8

Данный узел замен используется криптопровайдером CryptoPRO CSP.

Идентификатор: id-Gost28147-89-CryptoPro-D-ParamSet[править | править код]

OID: 1.2.643.2.2.31.4

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 F C 2 A 6 4 5 0 7 9 E D 1 B 8 3
2 B 6 3 4 C F E 2 7 D 8 0 5 A 9 1
3 1 C B 0 F E 6 5 A D 4 8 9 3 7 2
4 1 5 E C A 7 0 D 6 2 B 4 9 3 F 8
5 0 C 8 9 D 2 A B 7 3 6 5 4 E F 1
6 8 0 F 3 2 5 E B 1 A 4 7 C 9 D 6
7 3 0 6 F 1 E 9 2 D 8 C 4 B A 5 7
8 1 A 6 8 F B 0 4 C 3 5 9 7 D 2 E

Данный узел замен используется криптопровайдером CryptoPRO CSP

Узлы замены определенные документом RFC 7836[править | править код]

Узел замены, определенный Техническим комитетом по стандартизации "Криптографическая защита информации" (сокращенно - ТК 26) Росстандарта[12].

Идентификатор: id-tc26-gost-28147-param-Z[править | править код]

OID: 1.2.643.7.1.2.5.1.1

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 C 4 6 2 A 5 B 9 E 8 D 7 0 3 F 1
2 6 8 2 3 9 A 5 C 1 E 4 7 B D 0 F
3 B 3 5 8 2 F A D E 1 7 4 C 9 6 0
4 C 8 2 1 D 4 F 6 7 0 A 5 3 E 9 B
5 7 F 5 A 8 1 6 D 0 9 3 E B 4 2 C
6 5 D F 6 9 2 C A B 7 8 1 4 3 E 0
7 8 E 2 5 6 9 1 C F 4 B 0 D A 3 7
8 1 7 E D 0 5 8 3 4 F A 6 9 C B 2

Данный узел зафиксирован в новой ревизии стандарта ГОСТ Р 34.12-2015[13] и ГОСТ 34.12-2018, а также RFC 7836.

Узлы замены определенные в Украине[править | править код]

Узел замены №1 из инструкции №114[править | править код]

Узел замены №1 (ДКЕ №1 - укр. довгостроковий ключовий елемент), определенный приказом Госспецсвязи Украины №114 от 12 июня 2007 года "Про затвердження Інструкції про порядок постачання і використання ключів до засобів криптографічного захисту інформації" [14]

Номер S-блока Значение
0 1 2 3 4 5 6 7 8 9 A B C D E F
1 A 9 D 6 E B 4 5 F 1 3 C 7 0 8 2
2 8 0 C 4 9 6 7 B 2 3 1 F 5 E A D
3 F 6 5 8 E B A 4 C 0 3 7 2 9 1 D
4 3 8 D 9 6 B F 0 2 5 C A 4 E 1 7
5 F 8 E 9 7 2 0 D C 6 1 5 B 4 3 A
6 2 8 9 7 5 F 0 B C 1 D E A 3 6 4
7 3 8 B 5 6 4 E A 2 C 1 7 9 F D 0
8 1 2 3 E 6 D B 8 F A C 5 7 9 0 4

Согласно приказа Госспецсвязи Украины №1236/5/453 от 20 августа 2012 года, этот узел замены используется по умолчанию и содержится в упакованном виде (64 байта) в параметрах сертификата открытого ключа сформированного по ДСТУ 4145-2002[15].

Достоинства стандарта[править | править код]

  • бесперспективность атаки полным перебором (XSL-атаки в учёт не берутся, так как их эффективность на данный момент полностью не доказана);
  • эффективность реализации и, соответственно, высокое быстродействие на современных компьютерах;
  • наличие защиты от навязывания ложных данных (выработка имитовставки) и одинаковый цикл шифрования во всех четырёх алгоритмах стандарта.

Криптоанализ[править | править код]

Основная статья: Криптоанализ ГОСТ 28147-89

Считается[16], что ГОСТ устойчив к таким широко применяемым методам, как линейный и дифференциальный криптоанализ. Обратный порядок использования ключей в последних восьми раундах обеспечивает защиту от атак скольжения (slide attack) и отражения (reflection attack). Ростовцев А. Г., Маховенко Е. Б., Филиппов А. С., Чечулин А. А. в своей работе [17] описали вид криптоанализа, который сводится к построению алгебраической целевой функции и нахождению её экстремума. Были выделены классы слабых ключей, в частности, показано, что разреженные ключи (со значительным преобладанием 0 или 1) являются слабыми. По мнению авторов, их метод в любом случае лучше, чем полный перебор, однако без численных оценок.

В мае 2011 года известный криптоаналитик Николя Куртуа[en] доказал существование атаки на данный шифр, имеющей сложность в 28 (256) раз меньше сложности прямого перебора ключей при условии наличия 264 пар открытый текст/закрытый текст. [18][19]Данная атака не может быть осуществлена на практике ввиду слишком высокой вычислительной сложности. Более того, знание 264 пар открытый текст/закрытый текст, очевидно, позволяет читать зашифрованные тексты, даже не вычисляя ключа. В большинстве других работ также описываются атаки, применимые только при некоторых предположениях, таких как определенный вид ключей или таблиц замен, некоторая модификация исходного алгоритма, или же требующие все ещё недостижимых объёмов памяти или вычислений. Вопрос о наличии применимых на практике атак без использования слабости отдельных ключей или таблиц замены остается открытым[9].

Критика стандарта[править | править код]

Основные проблемы стандарта связаны с неполнотой стандарта в части генерации ключей и таблиц замен. Считается, что у стандарта существуют «слабые» ключи и таблицы замен[17], но в стандарте не описываются критерии выбора и отсева «слабых».

В октябре 2010 года на заседании 1-го объединённого технического комитета Международной организации по стандартизации (ISO/IEC JTC 1/SC 27) ГОСТ был выдвинут на включение в международный стандарт блочного шифрования ISO/IEC 18033-3. В связи с этим в январе 2011 года были сформированы фиксированные наборы узлов замены и проанализированы их криптографические свойства. Однако ГОСТ не был принят в качестве стандарта, и соответствующие таблицы замен не были опубликованы [20]

Таким образом, существующий стандарт не специфицирует алгоритм генерации таблицы замен (S-блоков). С одной стороны, это может являться дополнительной секретной информацией (помимо ключа), а с другой, поднимает ряд проблем:

  • нельзя определить криптостойкость алгоритма, не зная заранее таблицы замен;
  • реализации алгоритма от различных производителей могут использовать разные таблицы замен и могут быть несовместимы между собой;
  • возможность преднамеренного предоставления слабых таблиц замен лицензирующими органами РФ;
  • потенциальная возможность (отсутствие запрета в стандарте) использования таблиц замены, в которых узлы не являются перестановками, что может привести к чрезвычайному снижению стойкости шифра.

Возможные применения[править | править код]

Примечания[править | править код]

  1. 1 2 3 4 5 6 7 А. Винокуров. Алгоритм шифрования ГОСТ 28147-89, его использование и реализация для компьютеров платформы Intel x86
  2. ГОСТ 28147-89 на сайте ФГУП «Стандартинформ».
  3. ГОСТ 28147-89 на сайте ФГИС «Нормдок».
  4. ГОСТ 28147-89 на сайте Национального фонда ТНПА.
  5. Наказ Держспоживстандарту №495 від 22.12.2008. Про прийняття міждержавних стандартів як національні методом підтвердження та скасування відповідних міждержавних стандартів.
  6. Наказ ДП «УкрНДНЦ» №539 від 28.12.2018. Про відновлення дії національних та міждержавних стандартів.
  7. Извещение о порядке использования алгоритма блочного шифрования ГОСТ 28147-89.
  8. В описании стандарта ГОСТ обозначены как N1 и N2 соответственно
  9. 1 2 Панасенко С. П. Стандарт шифрования ГОСТ 28147-89
  10. 1 2 Шнайер Б. Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си, 2-е издание — М.: Триумф, 2002, 14.1
  11. Идентификаторы криптографических параметров алгоритмов
  12. Рекомендации по стандартизации "Задание узлов замены блока подстановки алгоритма шифрования ГОСТ 28147-89 Архивная копия от 8 сентября 2017 на Wayback Machine"
  13. ГОСТ Р 34.12-2015 [1] Архивная копия от 24 сентября 2015 на Wayback Machine
  14. Про затвердження Інструкції про порядок постачання і використання ключів до засобів криптографічного захисту інформації
  15. Про затвердження вимог до форматів, структури та протоколів, що реалізуються у надійних засобах електронного цифрового підпису. zakon.rada.gov.ua (20 августа 2012). Дата обращения 26 августа 2019.
  16. Vitaly V. Shorin, Vadim V. Jelezniakov and Ernst M. Gabidulin. Linear and Differential Cryptanalysis of Russian GOST // Electronic Notes in Discrete Mathematics. — 2001. — С. 538-547.
  17. 1 2 Ростовцев А.Г., Маховенко Е.Б., Филиппов А.С., Чечулин А.А. О стойкости ГОСТ 28147–89 // Проблемы информационной безопасности. Компьютерные системы. — 2003. — С. 75-83. Архивировано 7 июля 2011 года.
  18. Nicolas T. Courtois. Security Evaluation of GOST 28147-89 In View Of International Standardisation. Архивировано 7 декабря 2012 года.. Cryptology ePrint Archive: Report 2011/211
  19. SecurityLab: Взломан блочный шифр ГОСТ 28147-89.
  20. Технический комитет по стандартизации (ТК 26) "Криптографическая защита информации" О деятельности по международной стандартизации алгоритма шифрования ГОСТ 28147-89 (недоступная ссылка). Дата обращения 11 ноября 2012. Архивировано 11 марта 2012 года.
  21. Leontiev S., Chudov G. Using the GOST 28147-89, GOST R 34.11-94, GOST R 34.10-94, and GOST R 34.10-2001 Algorithms with Cryptographic Message Syntax (CMS) (англ.) (May 2006). — RFC 4490. Дата обращения 21 июня 2009. Архивировано 24 августа 2011 года.
  22. Leontiev, S., Ed. and G. Chudov, Ed. GOST 28147-89 Cipher Suites for Transport Layer Security (TLS) (англ.) (December 2008). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения 21 июня 2009. Архивировано 24 августа 2011 года.
  23. S. Leontiev, P. Smirnov, A. Chelpanov. Using GOST 28147-89, GOST R 34.10-2001, and GOST R 34.11-94 Algorithms for XML Security (англ.) (December 2008). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения 21 июня 2009. Архивировано 24 августа 2011 года.

См. также[править | править код]

Литература[править | править код]

  • Мельников В. В. Защита информации в компьютерных системах. — М.: Финансы и статистика, 1997.
  • Романец Ю. В., Тимофеев П. А., Шаньгин В. Ф. Защита информации в компьютерных системах и сетях. — М.: Радио и связь, 1999.
  • Харин Ю. С., Берник В. И., Матвеев Г. В. Математические основы криптологии. — Мн.: БГУ, 1999.
  • Герасименко В. А., Малюк А. А. Основы защиты информации. — М.: МГИФИ, 1997.
  • Леонов А. П., Леонов К. П., Фролов Г. В. Безопасность автоматизированных банковских и офисных технологий. — Мн.: Нац. кн. палата Беларуси, 1996.
  • Зима В. М., Молдовян А. А., Молдовян Н. А. Компьютерные сети и защита передаваемой информации. — СПб.: СПбГУ, 1998.
  • Шнайер Б. 14.1 Алгоритм ГОСТ 28147-89 // Прикладная криптография. Протоколы, алгоритмы, исходные тексты на языке Си = Applied Cryptography. Protocols, Algorithms and Source Code in C. — М.: Триумф, 2002. — С. 373-377. — 816 с. — 3000 экз. — ISBN 5-89392-055-4.
  • Popov, V., Kurepkin, I., and S. Leontiev. Additional Cryptographic Algorithms for Use with GOST 28147-89, GOST R 34.10-94, GOST R 34.10-2001, and GOST R 34.11-94 Algorithms (англ.) // RFC 4357. — IETF, January 2006.
  • Спесивцев А.В., Вегнер В.А., Крутяков А.Ю. и др. Защита информации в персональных ЭВМ. - М.: Радио и связь; МП "Веста", 1992. - 192 с.

Ссылки[править | править код]