ГОСТ Р 34.11-94: различия между версиями

Интерактивная навигация по истории

(Показать все непатрулированные изменения)

[непроверенная версия]

← Предыдущая правка Следующая правка →

Содержимое удалено Содержимое добавлено

ВизуальныйВики-текст

Линейный

Версия от 22:51, 27 октября 2010

Шаблон:Карточка хеш функции

ГОСТ Р34.11-94 — российский криптографический стандарт вычисления хэш-функции.

Дата введения: 23 мая 1994 г.
Размер хэша: 256 бит
Размер блока входных данных: 256 бит
Разработчик: ГУБС ФАПСИ и ВНИИС

Стандарт определяет алгоритм и процедуру вычисления хэш-функции для последовательности символов. Этот стандарт является обязательным для применения в качестве алгоритма хэширования в государственных организациях РФ и ряде коммерческих организаций.

ЦБ РФ требует использовать ГОСТ Р 34.11-94 для электронной подписи предоставляемых ему документов.^[1]

Вводные обозначения

Для описания алгоритма хэширования будем использовать следующие обозначения:

${\mathcal {f}}0{\mathcal {g}}^{j}$ — блок длиной j бит заполненный нулями.
${\mathcal {j}}M{\mathcal {j}}$ — длина блока M в битах по модулю 2²⁵⁶.
${\mathcal {k}}$ — слияние (конкатенация) двух блоков в один.
$+$ — сложение двух блоков длиной 256 бит по модулю 2²⁵⁶
$\oplus$ — побитное сложение (XOR) двух блоков одинаковой длины.

Далее будем считать, что младший (нулевой) бит в блоке находится справа, старший — слева.

Описание

Основой описываемой хэш-функции является шаговая функция хэширования $H_{out}\ =\ f(H_{in},m)$ где $H_{out}$ , $H_{in}$ , $m$ — блоки длины 256 бит.

Входное сообщение $M$ разделяется на блоки $m_{n},m_{n-1},m_{n-2},...,m_{1}$ по 256 бит. В случае если размер последнего блока $m_{n}$ меньше 256 бит, то к нему приписываются слева нули для достижения заданной длины блока.

Каждый блок сообщения, начиная с первого, подаётся на шаговую функцию для вычисления промежуточного значения хэш-функции:
$\!H_{i+1}=f(H_{i},m_{i})$
Значение $H_{1}$ можно выбрать произвольным.

После вычисления $H_{n+1}$ конечное значение хэш-функции получают следующим образом:

$H_{n+2}\ =\ f(H_{n+1},\ L)$ , где L — Длина сообщения M в битах по модулю $2^{256}$
$h\ =\ f(H_{n+2},\ K)$ , где K — Контрольная сумма сообщения M: $m_{1}+m_{2}+m_{3}+...+m_{n}$

h — значение хэш-функции сообщения M

Алгоритм:

Инициализация:
1. $h\ :=initial$ — Начальное значение хэш-функции. Т.е. - 256 битовый IV вектор, определяется пользователем.
2. $\Sigma \ :=\ 0$ — Контрольная сумма
3. $L\ :=\ 0$ — Длина сообщения
Функция сжатия внутренних итераций: для i = 1 … n — 1 выполняем следующее (пока $|M|>256$ $|M|>256$ ):
1. $h\ :=\ f(h,\ m_{i})$ - итерация метода последовательного хэширования
2. $L\ :=\ L\ +\ 256$ - итерация вычисления длины сообщения
3. $\Sigma \ :=\ \Sigma \ +\ m_{i}$ - итерация вычисления контрольной суммы
Функция сжатия финальной итерации:
1. $L\ :=\ L\ +\ {\mathcal {j}}\ m_{n}\ {\mathcal {j}}$ - вычисление полной длины сообщения
2. $m_{n}\ :=\ {0}^{256\ -\ {\mathcal {j}}m_{n}{\mathcal {j}}}{\mathcal {k}}m_{n}$ - набивка последнего блока
3. $\Sigma \ :=\ \Sigma \ +\ m_{n}$ - вычисление контрольной суммы сообщения
4. $h\ :=\ f(h,\ m_{n})$
5. $h\ :=\ f(h,\ L)$ - MD - усиление
6. $h\ :=\ f(h,\ \Sigma )$
Выход. Значением хэш-функции является h,

Замечание: так как длина сообщения участвует в хэшировании, то нет необходимости указывать в передаваемом сообщении количество добавленных нулей к блоку $m_{n}$ .

Алгоритм вычисления шаговой функции хэширования

Шаговая функция хэширования H отображает два блока длиной 256 бит в один блок длиной 256 бит: $H_{out}\ =\ f(H_{in},\ m)$ и состоит из трех частей:

Файл:Шаговая функция хэширования.gif

Генерирование ключей $K_{1},\ K_{2},\ K_{3},\ K_{4}$
Шифрующее преобразование — шифрование $\ H_{in}$ с использованием ключей $K_{1},\ K_{2},\ K_{3},\ K_{4}$
Перемешивающее преобразование результата шифрования

Генерация ключей

В алгоритме генерации ключей используются:

Два преобразования блоков длины 256 бит:
- Преобразование $A(Y)=A(y_{4}\ {\mathcal {k}}\ y_{3}\ {\mathcal {k}}\ y_{2}\ {\mathcal {k}}\ y_{1})=(y_{1}\oplus y_{2})\ {\mathcal {k}}\ y_{4}\ {\mathcal {k}}\ y_{3}\ {\mathcal {k}}\ y_{2}$ , где $y_{1},\ y_{2},\ y_{3},\ y_{4}$ — подблоки блока Y длины 64 бит.
- Преобразование $P(Y)=P(y_{32}{\mathcal {k}}y_{31}{\mathcal {k}}\dots {\mathcal {k}}y_{1})=y_{\varphi (32)}{\mathcal {k}}y_{\varphi (31)}{\mathcal {k}}\dots {\mathcal {k}}y_{\varphi (1)}$ , где $\varphi (i+1+4(k-1))=8i+k,\ i=0,\dots ,3,\ k=1,\dots ,8$ , а $y_{32},\ y_{31},\ \dots ,\ y_{1}$ — подблоки блока Y длины 8 бит.

Три константы:

C₂ = 0
C₃ = 0xff00ffff000000ffff0000ff00ffff0000ff00ff00ff00ffff00ff00ff00ff00
C₄ = 0

Алгоритм:

$U\ :=\ H_{in},\quad V\ :=\ m,\quad W\ :=\ U\ \oplus \ V,\quad K_{1}\ =\ P(W)$
Для j = 2,3,4 выполняем следующее:
$U:=A(U)\oplus C_{j},\quad V:=A(A(V)),\quad W:=U\oplus V,\quad K_{j}=P(W)$

Шифрующее преобразование

После генерирования ключей происходит шифрование $H_{in}$ по ГОСТ 28147—89 в режиме простой замены на ключах $K_{i}$ (для $i:=1,2,3,4$ ), процедуру шифрования обозначим через E (Примечание: функция шифрования E по ГОСТ 28147 шифрует 64 битные данные 256 битным ключом). Для шифрования $H_{in}$ разделяют на четыре блока по 64 бита: $H_{in}=h_{4}{\mathcal {k}}h_{3}{\mathcal {k}}h_{2}{\mathcal {k}}h_{1}$ и зашифровывают каждый из блоков:

$s_{1}=E(h_{1},K_{1})$
$s_{2}=E(h_{2},K_{2})$
$s_{3}=E(h_{3},K_{3})$
$s_{4}=E(h_{4},K_{4})$

После чего блоки собирают в 256 битный блок: $S=s_{4}{\mathcal {k}}s_{3}{\mathcal {k}}s_{2}{\mathcal {k}}s_{1}$

Перемешивающее преобразование

На последнем этапе происходит перемешивание $H_{in}$ , S и m с применением регистра сдвига, в результате чего получают $H_{out}$ .

Для описания процесса преобразования сначала необходимо определить функцию ψ, которая производит элементарное преобразование блока длиной 256 бит в блок той же длины: $\psi (Y)=\psi (y_{16}{\mathcal {k}}y_{15}{\mathcal {k}}...{\mathcal {k}}y_{2}{\mathcal {k}}y_{1})=(y_{1}\oplus y_{2}\oplus y_{3}\oplus y_{4}\oplus y_{13}\oplus y_{16}){\mathcal {k}}y_{16}{\mathcal {k}}y_{15}{\mathcal {k}}...{\mathcal {k}}y_{3}{\mathcal {k}}y_{2}$ , где $y_{16},y_{15},...,y_{2},y_{1}$ — подблоки блока Y длины 16 бит.

Перемешивающее преобразование имеет вид $H_{out}={\psi }^{61}(H_{in}\oplus \psi (m\oplus {\psi }^{12}(S)))$ , где ${\psi }^{i}$ означает i-ую степень преобразования $\psi$ . Другими словами преобразование $\psi$ представляет собой LFSR — линейный сдвиговый регистр с обратной связью, а индекс $i$ указывает на количество раундов LFSR.

Ряд отличительных особенностей ГОСТ Р 34.11-94

При обработке блоков используются преобразования по алгоритму ГОСТ 28147—89;
Обрабатывается блок длиной 256 бит, и выходное значение тоже имеет длину 256 бит.
Применены меры борьбы против поиска коллизий, основанном на неполноте последнего блока.
Обработка блоков происходит по алгоритму шифрования ГОСТ 28147—89, который содержит преобразования на S — боксах, что существенно осложняет применение метода дифференциального криптоанализа к поиску коллизий.

Оценка криптостойкости

В 2008 году командой экспертов из Австрии и Польши была обнаружена техническая уязвимость, сокращающая поиск коллизий в 2²³ раз.^[2] Количество операций, необходимое для нахождения коллизии, таким образом, составляет 2¹⁰⁵, что, однако, на данный момент практически не реализуемо. Проведение коллизионной атаки на практике имеет смысл только в случае цифровой подписи документов, причём если взломщик может изменять неподписанный оригинал.

Использование

Функция используется при реализации систем цифровой подписи на базе асимметричного криптоалгоритма по стандарту ГОСТ Р 34.10-2001. Сообщество российских разработчиков СКЗИ согласовала используемые в Интернет параметры ГОСТ Р 34.11-94, см. RFC 4357.

Использование в сертификатах открытых ключей.^[3]
Использование для защиты сообщений в S/MIME (Cryptographic Message Syntax, PKCS#7).^[4]
Использование для защиты соединений в TLS (SSL, HTTPS, WEB).^[5]
Использование для защиты сообщений в XML Signature (XML Encryption).^[6]
Защита целостности Интернет адресов и имён (DNSSEC).^[7]

Параметры алгоритма

ГОСТ Р 34.11-94 не фиксирует значения стартового вектора H₁ и S-блоков, что породило несовместимые реализации хэш-функции. Широко известны два набора параметров.

В обоих случаях стартовый вектор полагают равным нулю

H₁=0x00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000.

Параметрами используемого в качестве шифрующего преобразования $E(h,K)$ алгоритма ГОСТ 28147-89 является таблица из восьми узлов замены (S-блоков).

«Тестовый» набор S-блоков

В «приложении А» стандарта приводятся тестовые параметры, с рекомендацией использовать их только в указанных проверочных примерах. Тем не менее, они получили большое распространение. Например, их использует ЦБ РФ.^[8]

Номер S-box	Значение
1	4	10	9	2	13	8	0	14	6	11	1	12	7	15	5	3
2	14	11	4	12	6	13	15	10	2	3	8	1	0	7	5	9
3	5	8	1	13	10	3	4	2	14	15	12	7	6	0	9	11
4	7	13	10	1	0	8	9	15	14	4	6	12	11	2	5	3
5	6	12	7	1	5	15	13	8	4	10	9	14	0	3	11	2
6	4	11	10	0	7	2	1	13	3	6	8	5	9	12	15	14
7	13	11	4	1	3	15	5	9	0	10	14	7	6	8	2	12
8	1	15	13	0	5	7	10	4	9	2	3	14	6	11	8	12

Набор S-блоков компании CryptoPro

Российская компания CryptoPro написала информационный RFC 4357. Согласно ему реализации ГОСТ Р 34.11-94 должны использовать набор S-блоков разработанный этой компанией. В известной открытой библиотеке OpenSSL начиная с версии 1.0.0 появилась хэш функция ГОСТ Р 34.11-94 (пока в качестве плагина) именно с этими параметрами.

Номер S-box	Значение
1	10	5	7	4	7	7	13	1	4	15	15	10	6	6	14	3
2	5	4	12	7	4	2	4	10	6	0	14	12	11	4	1	9
3	8	2	9	0	9	13	7	5	1	13	4	15	12	9	0	11
4	3	11	1	2	2	15	5	4	7	9	0	8	10	0	10	15
5	13	1	3	14	1	10	3	8	12	7	11	1	8	1	12	6
6	14	6	5	6	0	5	8	7	0	3	2	5	14	11	15	14
7	9	12	6	13	15	8	6	13	2	14	10	11	13	14	2	0
8	11	10	8	9	3	12	9	2	15	8	13	3	5	3	11	12

Подробный пример из описания стандарта

 M = 0x73657479622032333D6874676E656C202C6567617373656D2073692073696854

Т.к. длина сообщения равна 256 битам, то нет необходимости дописывать нули. Вычисляем $~H_{2}=f(H_{1},M)$ :

Генерация ключей

K₁=0x733D2C20 65686573 74746769 79676120 626E7373 20657369 326C6568 33206D54
K₂=0x110C733D 0D166568 130E7474 06417967 1D00626E 161A2065 090D326C 4D393320
K₃=0x80B111F3 730DF216 850013F1 C7E1F941 620C1DFF 3ABAE91A 3FA109F2 F513B239
K₄=0xA0E2804E FF1B73F2 ECE27A00 E7B8C7E1 EE1D620C AC0CC5BA A804C05E A18B0AEC

Шифрующее преобразование

S₁=0x42ABBCCE 32BC0B1B
S₂=0x5203EBC8 5D9BCFFD
S₃=0x8D345899 00FF0E28
S₄=0xE7860419 0D2A562D
S =0xE7860419 0D2A562D 8D345899 00FF0E28 5203EBC8 5D9BCFFD 42ABBCCE 32BC0B1B

Перемешивающее преобразование

H₂=0xCF9A8C65 505967A4 68A03B8C 42DE7624 D99C4124 883DA687 561C7DE3 3315C034

Вычисляем $~H_{3}=f(H_{2},L)$ :

L = 0x00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000000 00000100

Генерация ключей

K₁=0xCF68D956 9AA09C1C 8C3B417D 658C24E3 50428833 59DE3D15 6776A6C1 A4248734
K₂=0x8FCF68D9 809AAC9C 3C8C3B41 C7658C24 BB504288 2859DE3D 666676A6 B3A42487
K₃=0x4E70CF97 3C8065A0 853C8CC4 57389A8C CABB50BD E3D7A6DE D1996788 5CB35B24
K₄=0x584E70CF C53C8065 48853C8C 1657389A EDCABB50 78E3D7A6 EED19867 7F5CB35B

Шифрующее преобразование

S =0x66B70F5E F163F461 468A9528 61D60593 E5EC8A37 3FD42279 3CD1602D DD783E86

Перемешивающее преобразование

H₃=0x2B6EC233 C7BC89E4 2ABC2692 5FEA7285 DD3848D1 C6AC997A 24F74E2B 09A3AEF7

Вычисляем $~H_{4}=f(H_{3},\Sigma \ )$ :

 $\Sigma \$  = 0x73657479622032333D6874676E656C202C6567617373656D2073692073696854

Генерация ключей

K₁=0x5817F104 0BD45D84 B6522F27 4AF5B00B A531B57A 9C8FDFCA BB1EFCC6 D7A517A3
K₂=0xE82759E0 C278D95E 15CC523C FC72EBB6 D2C73DA8 19A6CAC9 3E8440F5 C0DDB66A
K₃=0x77483AD9 F7C29CAA EB06D1D7 641BCAD3 FBC3DAA0 7CB555F0 D4968080 0A9E56BC
K₄=0xA1157965 2D9FBC9C 088C7CC2 46FB3DD2 7681ADCB FA4ACA06 53EFF7D7 C0748708

Шифрующее преобразование

S =0x2AEBFA76 A85FB57D 6F164DE9 2951A581 C31E7435 4930FD05 1F8A4942 550A582D

Перемешивающее преобразование

H₄=0xFAFF37A6 15A81669 1CFF3EF8 B68CA247 E09525F3 9F811983 2EB81975 D366C4B1

Таким образом, результат хэширования:

H = 0xFAFF37A6 15A81669 1CFF3EF8 B68CA247 E09525F3 9F811983 2EB81975 D366C4B1

Другие примеры

Возможно, примеры не верны. Программа RHash-1.1.8-win32 выдаёт аналогичные результаты, но байты идут в обратном порядке.

M = 0x7365747962203035203D206874676E656C20736168206567617373656D206C616E696769726F206568742065736F70707553
H = 0x0852F5623B89DD57AEB4781FE54DF14EEAFBC1350613763A0D770AA657BA1A47

M = ""
H = 0x8D0F49492C91F45A68FF5C05D2C2B4AB78027B9AAB5CE3FEFF5267C49CB985CE

M = "ГОСТ Р 34.11-94"
H = 0xB6A83547677B534FEDB3C68BC7207129F7454928554CF2847DD7E30165F1CF30

M = "The quick brown fox jumps over the lazy dog"
H = 0x94421F6D370FA1D16BA7AC5E31296529C968047DCA9BF4258AC59A0C41FAB777

Малейшее изменение сообщения в подавляющем большинстве случаев приводит к совершенно другому хэшу вследствие лавинного эффекта. К примеру, при изменении dog на cog получится:

M = "The quick brown fox jumps over the lazy cog"
H = 0x45C4EE4EE1D25091312135540D6702E6677F7A73B5DA31E10B8BB7AADAC4EBA3

Примечания

↑ А.В.Войлуков. ПРИКАЗ ЦБ РФ от 31.01.1995 N 02-13 "О ВВОДЕ В ДЕЙСТВИЕ В СИСТЕМЕ ЦЕНТРАЛЬНОГО БАНКА РОССИЙСКОЙ ФЕДЕРАЦИИ ГОСУДАРСТВЕННЫХ СТАНДАРТОВ РОССИЙСКОЙ ФЕДЕРАЦИИ" (рус.) (31 января 1995). — ПРИКАЗ ЦБ РФ № 02-13. Дата обращения: 28 октября 2010.
↑ European cryptologists attack hash functions (англ.)
↑ Leontiev, S., Ed. and D. Shefanovskij, Ed. Using the GOST R 34.10-94, GOST R 34.10-2001 and GOST R 34.11-94 Algorithms with the Internet X.509 Public Key Infrastructure Certificate and CRL Profile (англ.) (май 2006). — RFC 4491. Дата обращения: 12 июня 2009.
↑ Leontiev, S., Ed. and G. Chudov, Ed. 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.) (май 2006). — RFC 4490. Дата обращения: 12 июня 2009.
↑ Leontiev, S., Ed. and G. Chudov, Ed. GOST 28147-89 Cipher Suites for Transport Layer Security (TLS) (англ.) (декабрь 2008). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения: 12 июня 2009.
↑ 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.) (декабрь 2008). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения: 12 июня 2009.
↑ V.Dolmatov, Ed. Use of GOST signature algorithms in DNSKEY and RRSIG Resource Records for DNSSEC (англ.) (апрель 2009). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения: 12 июня 2009.
↑ Шнайер Б. 14.1 ГОСТ // 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.

Ссылки

Текст ГОСТ Р 34.11-94
ГОСТ Р 34.11 — 94. Функция хеширования. Краткий анализ.
Реализация алгоритма на языке C++ с комментариями
RHash - консольная Open source утилита, способная вычислять и проверять ГОСТ Р 34.11-94.

[1] А.В.Войлуков. ПРИКАЗ ЦБ РФ от 31.01.1995 N 02-13 "О ВВОДЕ В ДЕЙСТВИЕ В СИСТЕМЕ ЦЕНТРАЛЬНОГО БАНКА РОССИЙСКОЙ ФЕДЕРАЦИИ ГОСУДАРСТВЕННЫХ СТАНДАРТОВ РОССИЙСКОЙ ФЕДЕРАЦИИ" (рус.) (31 января 1995). — ПРИКАЗ ЦБ РФ № 02-13. Дата обращения: 28 октября 2010.

[2] European cryptologists attack hash functions (англ.)

[3] Leontiev, S., Ed. and D. Shefanovskij, Ed. Using the GOST R 34.10-94, GOST R 34.10-2001 and GOST R 34.11-94 Algorithms with the Internet X.509 Public Key Infrastructure Certificate and CRL Profile (англ.) (май 2006). — RFC 4491. Дата обращения: 12 июня 2009.

[4] Leontiev, S., Ed. and G. Chudov, Ed. 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.) (май 2006). — RFC 4490. Дата обращения: 12 июня 2009.

[5] Leontiev, S., Ed. and G. Chudov, Ed. GOST 28147-89 Cipher Suites for Transport Layer Security (TLS) (англ.) (декабрь 2008). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения: 12 июня 2009.

[6] 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.) (декабрь 2008). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения: 12 июня 2009.

[7] V.Dolmatov, Ed. Use of GOST signature algorithms in DNSKEY and RRSIG Resource Records for DNSSEC (англ.) (апрель 2009). — Internet-Drafts, work in progress. Дата обращения: 12 июня 2009.

[8] Шнайер Б. 14.1 ГОСТ // 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.

[1]

[2]

[3]

[4]

[5]

[6]

[7]

[8]

@@ Строка 238: / Строка 238: @@
 === Набор S-блоков компании CryptoPro ===
-Российская компания CryptoPro написала информационный RFC 4357. Согласно ему реализации ГОСТ Р 34.11-94 должны использовать набор S-блоков id-GostR3411-94-CryptoProParamSet разработанный этой компанией. В известной открытой библиотеке OpenSSL начиная с версии 1.0.0 появилась хэш функция ГОСТ Р 34.11-94 (пока в качестве плагина) именно с этими параметрами.
+Российская компания CryptoPro написала информационный RFC 4357. Согласно ему реализации ГОСТ Р 34.11-94 должны использовать набор S-блоков разработанный этой компанией. В известной открытой библиотеке OpenSSL начиная с версии 1.0.0 появилась хэш функция ГОСТ Р 34.11-94 (пока в качестве плагина) именно с этими параметрами.
+{| class="standard"
+ !Номер S-box
+ ! colspan=16 | Значение
+ |-
+ !1
+ |10|| 5|| 7|| 4|| 7|| 7|| 13|| 1|| 4|| 15|| 15|| 10|| 6|| 6|| 14|| 3
+ |-
+ !2
+ |5|| 4|| 12|| 7|| 4|| 2|| 4|| 10|| 6|| 0|| 14|| 12|| 11|| 4|| 1|| 9
+ |-
+ !3
+ |8|| 2|| 9|| 0|| 9|| 13|| 7|| 5|| 1|| 13|| 4|| 15|| 12|| 9|| 0|| 11
+ |-
+ !4
+ |3|| 11|| 1|| 2|| 2|| 15|| 5|| 4|| 7|| 9|| 0|| 8|| 10|| 0|| 10|| 15
+ |-
+ !5
+ |13|| 1|| 3|| 14|| 1|| 10|| 3|| 8|| 12|| 7|| 11|| 1|| 8|| 1|| 12|| 6
+ |-
+ !6
+ |14|| 6|| 5|| 6|| 0|| 5|| 8|| 7|| 0|| 3|| 2|| 5|| 14|| 11|| 15|| 14
+ |-
+ !7
+ |9|| 12|| 6|| 13|| 15|| 8|| 6|| 13|| 2|| 14|| 10|| 11|| 13|| 14|| 2|| 0
+ |-
+ !8
+ |11|| 10|| 8|| 9|| 3|| 12|| 9|| 2|| 15|| 8|| 13|| 3|| 5|| 3|| 11|| 12
+ |}
 == Подробный пример из описания стандарта ==

Хеш-функции
Общего назначения	Adler-32 CRC Контрольная сумма Флетчера FNV MurmurHash2 MurmurHash2A MurmurHash3 PJW-32 TTH-Дерево хешей Jenkins hash Хеш-сумма
Криптографические	ГОСТ Р 34.11-94 Стрибог BelT BLAKE Blue Midnight Wish CubeHash ECHO Edonkey2k FSB Fugue Grøstl HAVAL Hamsi JH Kupyna LM-хеш Luffa MASH-1 MD2 MD4 MD5 MD6 N-Hash RIPEMD-128 RIPEMD-160 RIPEMD-256 RIPEMD-320 SHA-1 SHA-2 SHA-3 (Keccak) SHABAL SHAvite-3 SIMD SWIFFT Skein Snefru Tiger Whirlpool
Функции формирования ключа	bcrypt PBKDF2 scrypt Argon2 Lyra2
Контрольное число (сравнение)	Контрольная сумма Алгоритм Верхуффа Алгоритм Дамма Алгоритм Луна Штрих-код Банковских счетов Банковских карт ISIN СНИЛС ОКПО ИНН ОКАТО ISBN ОГРН и ОГРНИП VIN
Применение хешей	Сравнение контрольных чисел Коллизия хеш-функции Протоколы аутентификации Сравнение штрихкодов Криптография Magnet-ссылка Подпись Меркла ed2k URN

ГОСТ Р 34.11-94: различия между версиями

Версия от 22:51, 27 октября 2010

Содержание

Вводные обозначения

Описание

Алгоритм вычисления шаговой функции хэширования

Генерация ключей

Шифрующее преобразование

Перемешивающее преобразование

Ряд отличительных особенностей ГОСТ Р 34.11-94

Оценка криптостойкости

Использование

Параметры алгоритма

«Тестовый» набор S-блоков

Набор S-блоков компании CryptoPro

Подробный пример из описания стандарта

Другие примеры

Примечания

Ссылки

Навигация

Номер S-box	Значение
1	4	10	9	2	13	8	0	14	6	11	1	12	7	15	5	3
2	14	11	4	12	6	13	15	10	2	3	8	1	0	7	5	9
3	5	8	1	13	10	3	4	2	14	15	12	7	6	0	9	11
4	7	13	10	1	0	8	9	15	14	4	6	12	11	2	5	3
5	6	12	7	1	5	15	13	8	4	10	9	14	0	3	11	2
6	4	11	10	0	7	2	1	13	3	6	8	5	9	12	15	14
7	13	11	4	1	3	15	5	9	0	10	14	7	6	8	2	12
8	1	15	13	0	5	7	10	4	9	2	3	14	6	11	8	12

Номер S-box	Значение
1	10	5	7	4	7	7	13	1	4	15	15	10	6	6	14	3
2	5	4	12	7	4	2	4	10	6	0	14	12	11	4	1	9
3	8	2	9	0	9	13	7	5	1	13	4	15	12	9	0	11
4	3	11	1	2	2	15	5	4	7	9	0	8	10	0	10	15
5	13	1	3	14	1	10	3	8	12	7	11	1	8	1	12	6
6	14	6	5	6	0	5	8	7	0	3	2	5	14	11	15	14
7	9	12	6	13	15	8	6	13	2	14	10	11	13	14	2	0
8	11	10	8	9	3	12	9	2	15	8	13	3	5	3	11	12

Номер S-box	Значение
1	4	10	9	2	13	8	0	14	6	11	1	12	7	15	5	3
2	14	11	4	12	6	13	15	10	2	3	8	1	0	7	5	9
3	5	8	1	13	10	3	4	2	14	15	12	7	6	0	9	11
4	7	13	10	1	0	8	9	15	14	4	6	12	11	2	5	3
5	6	12	7	1	5	15	13	8	4	10	9	14	0	3	11	2
6	4	11	10	0	7	2	1	13	3	6	8	5	9	12	15	14
7	13	11	4	1	3	15	5	9	0	10	14	7	6	8	2	12
8	1	15	13	0	5	7	10	4	9	2	3	14	6	11	8	12

Номер S-box	Значение
1	10	5	7	4	7	7	13	1	4	15	15	10	6	6	14	3
2	5	4	12	7	4	2	4	10	6	0	14	12	11	4	1	9
3	8	2	9	0	9	13	7	5	1	13	4	15	12	9	0	11
4	3	11	1	2	2	15	5	4	7	9	0	8	10	0	10	15
5	13	1	3	14	1	10	3	8	12	7	11	1	8	1	12	6
6	14	6	5	6	0	5	8	7	0	3	2	5	14	11	15	14
7	9	12	6	13	15	8	6	13	2	14	10	11	13	14	2	0
8	11	10	8	9	3	12	9	2	15	8	13	3	5	3	11	12

ГОСТ Р 34.11-94: различия между версиями

Версия от 22:51, 27 октября 2010

Вводные обозначения

Описание

Алгоритм вычисления шаговой функции хэширования

Генерация ключей

Шифрующее преобразование

Перемешивающее преобразование

Ряд отличительных особенностей ГОСТ Р 34.11-94

Оценка криптостойкости

Использование

Параметры алгоритма

«Тестовый» набор S-блоков

Набор S-блоков компании CryptoPro

Подробный пример из описания стандарта

Другие примеры

Примечания

Ссылки

Навигация

Поиск

Номер S-box	Значение
1	4	10	9	2	13	8	0	14	6	11	1	12	7	15	5	3
2	14	11	4	12	6	13	15	10	2	3	8	1	0	7	5	9
3	5	8	1	13	10	3	4	2	14	15	12	7	6	0	9	11
4	7	13	10	1	0	8	9	15	14	4	6	12	11	2	5	3
5	6	12	7	1	5	15	13	8	4	10	9	14	0	3	11	2
6	4	11	10	0	7	2	1	13	3	6	8	5	9	12	15	14
7	13	11	4	1	3	15	5	9	0	10	14	7	6	8	2	12
8	1	15	13	0	5	7	10	4	9	2	3	14	6	11	8	12

Номер S-box	Значение
1	10	5	7	4	7	7	13	1	4	15	15	10	6	6	14	3
2	5	4	12	7	4	2	4	10	6	0	14	12	11	4	1	9
3	8	2	9	0	9	13	7	5	1	13	4	15	12	9	0	11
4	3	11	1	2	2	15	5	4	7	9	0	8	10	0	10	15
5	13	1	3	14	1	10	3	8	12	7	11	1	8	1	12	6
6	14	6	5	6	0	5	8	7	0	3	2	5	14	11	15	14
7	9	12	6	13	15	8	6	13	2	14	10	11	13	14	2	0
8	11	10	8	9	3	12	9	2	15	8	13	3	5	3	11	12