Метод встречи посередине: различия между версиями

[досмотренная версия]

Текущая версия на 16:24, 21 июля 2022

Автор описания (разделы 1, 2.4, 2.7): А.В.Батарина

Метод встречи посередине
Последовательный алгоритм
Последовательная сложность	[math]O(\sqrt n\log(n))[/math]
Объём входных данных	[math]O(\log(n))[/math]
Объём выходных данных	[math]\log(n)[/math]
Параллельный алгоритм
Высота ярусно-параллельной формы	[math]O(1)[/math]
Ширина ярусно-параллельной формы	[math]O(n)[/math]

1 Свойства и структура алгоритма

1.1 Общее описание алгоритма

Криптоанализом назвают науку восстановления (дешифрования) открытого (нешифрованного) текста без доступа к ключу. Попытка криптоанализа называется "атакой".

Метод "Встреча посередине" криптоанализа блочных шифров был впервые предложен в 1977 году Уитфилдом Диффи и Мартином Хеллманом ^[1]. Встреча посередине используется для ускорения перебора ключей шифра за счёт увеличения требуемой памяти. Метод применим в случае каскадного построения сложного шифра из нескольких простых, другими словами, в случае последовательного применения шифрующих преобразований на разных ключах к блокам открытого текста.

В качестве примера шифра, поддающегося атаке "встреча посередине" можно привести криптоалгоритм 2DES, являющийся модификацией шифра DES. В 2DES открытый текст шифруется дважды алгоритмом DES на двух разных 56-битных ключах. Однако из-за атаки "встреча посередине" сложность перебора двойного ключа (112 бит) шифра 2DES составляет [math]2^{57}[/math] вместо ожидаемых [math]2^{112}[/math].

1.2 Математическое описание алгоритма

Исходные данные: открытый текст [math]x[/math], шифртекст [math]y[/math].

Алгоритм зашифрования — композиция двух преобразований: [math]T_1(x,k_1)[/math] и [math]T_2(x,k_2)[/math], т.е. [math]y=T_2(T_1(x,k_1),k_2)[/math].

Алгоритм расшифрования: [math]y=T_1^{-1}(T_2^{-1}(x,k_2),k_1)[/math].

Вычисляемые данные: ключи шифрования [math]k_1 \in K_1[/math], [math]k_2 \in K_2[/math], где [math]K_1, K_2[/math] — множества возможных ключей.

Трудоёмкость полного перебора всех возможных пар [math]k_1,k_2[/math] составляет в среднем [math]|K_1||K_2|/2[/math], а в худшем случае [math]|K_1||K_2|[/math]. Однако используя дополнительную память, можно сократить перебор.

Предположим, что открытый текст [math]x[/math] и шифртекст [math]y[/math] однозначно определяют ключи [math]k_1,k_2[/math]. Составим две таблицы:

[math] \begin{align} z_1 & =T_1(x,k_1^1) & z_1^′ &=T_2^{-1}(x,k_2^1)\\ z_2 & =T_1(x,k_1^2) & z_2^′ & =T_2^{-1}(x,k_2^2)\\ & ......... & & ......... \\ z_{|K_1|} & =T_1(x,k_1^{|K_1|}) & z_{|K_1|}^′ & =T_2^{-1}(x,k_2^{|K_1|}) \end{align} [/math]

Для всех [math]k_1^i \in K_1[/math], [math]k_2^j \in K_2[/math]. Далее таблицы объединяются и сортируются по значениям [math]z_i,z_j^′[/math]. Индексы [math]i,j[/math], при которых [math]z_i=z_j^′[/math], однозначно определяют искомую пару ключей [math]k_1=k_1^i,k_2=k_2^j[/math]. Для нахождения такой пары достаточно просмотреть отсортированную таблицу один раз.

Если же пара открытый текст/шифртекст определяет ключ не единственном образом, то выходом алгоритма будет некоторое множество пар [math]k_1,k_2[/math], одна из которых является истинным ключом. Для выбора истинного ключа достаточно проверить ключи из полученного множества на других парах открытый текст/шифртекст.

1.2.1 Оптимизации

1. От генерации второй таблицы со значениями [math]z_j^′[/math] можно отказаться, перебирая ключи [math]k_2^j[/math] до того момента, когда значение [math]z_j^′[/math] совпадёт с одним из значений [math]z_i[/math]. В таком случае опробование ключей [math]k_2^j[/math] в среднем сократится вдвое. Также вдвое сократится объём используемой памяти. Для нахождения совпадающего значения в отсортированном массиве можно применить бинарный поиск.

2. Вместо сортировки таблицы со значениями [math]z_i[/math] и последующего бинарного поиска можно использовать хэш-таблицу.

1.3 Вычислительное ядро алгоритма

В случае использования хэш-таблицы достаточно большого размера основную сложность алгоритма составляет опробование ключей [math]k_1,k_2[/math]. Одним из самых трудоёмких шагов также оказывается сортировка таблицы.

1.4 Макроструктура алгоритма

Как видно из описания, атака "встреча посередине" использует (или может использовать в качестве оптимизации) следующие алгоритмы:

1. Алгоритм зашифрования/расшифрования

2. Алгоритм сортировки

3. Алгоритмы поиска, вставки в хэш-таблицу

1.5 Схема реализации последовательного алгоритма

Далее приводится последовательность действий для варианта алгоритма с генерацией одной таблицы значений [math]z_i[/math].

1. Вычислить таблицу [math]z_i[/math], записывая значения в порядке вычисления или используя хэш-таблицу

2. В случае записи значений в порядке вычисления отсортировать массив

3. Опробовать ключи [math]k_2^j[/math], выполняя поиск совпадения с таблицей значений [math]z_j^′[/math]. Для нахождения совпадения использовать поиск по хэш-таблице (если она есть) или бинарный поиск

1.6 Последовательная сложность алгоритма

Всюду далее считаем, что алгоритм не прекращает работу при нахождении первого совпадения, а ищет все совпадения.

1. Сложность вычисления таблиц значений [math]z_i,z_j^′[/math] составит [math]O(|K_1|+|K_2|)[/math] операций опробования

2. Объединение таблиц и их сортировка будет иметь сложность [math]O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|))[/math] (например, при сортировке слиянием).

3. Сложность бинарного поиска в отсортированном массиве — [math]O(\log_2(|K_1|))[/math] для каждого поиска

4. Сложность поиска в достаточно большой хэш-таблице составит [math]O(1)[/math] для каждого поиска

Итого: асимптотическая сложность алгоритма:

1. С генерацией двух таблиц — [math]O(|K_1|+|K_2|) + O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|)) + O(|K_1|+|K_2|)=O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|))[/math]

2. C генерацией одной таблицы, сортировкой и бинарным поиском — [math]O(|K_1|) + O((|K_1|)\log(|K_1|)) + O(|K_2|\log_2(|K_1|))=O(\max(|K_1|,|K_2|)\log(|K_1|))[/math]

3. C генерацией одной (достаточно большой) хэш-таблицы — [math]O(|K_1|) + O(|K_2|)=O(|K_1|+|K_2|)[/math]

Пусть [math]n[/math] - количество всевозможных пар [math]k_1,k_2[/math] и пусть [math]|K_1|=|K_2|[/math]. В этом случае [math]|K_1|=|K_2|=\sqrt n[/math].

Тогда сложность алгоритма в первых двух пунктах составляет [math]O(\sqrt n\log(n))[/math], в третьем — [math]O(\sqrt n)[/math].

1.7 Информационный граф

Опишем информационный граф алгоритма. На вход подаётся открытый (Open) и закрытый (Close), т.е. зашифрованный, текст. Далее открытый текст шифруется (Enc) на ключах [math]k_1^i[/math], а зашифрованный расшифровывается (Dec) на ключах [math]k_2^j[/math]. Далее полученные криптограммы сравниваются (Cmp) и все ключи, на которых они совпали, являются выходом алгоритма.

Рисунок 1. Граф алгоритма c отображением входных и выходных данных. Open — открытый текст, Close — шифртекст, Enc — операция зашифрования, Dec — операция расшифрования, Cmp — операция сравнения, Keys — вычисленные ключи

1.8 Ресурс параллелизма алгоритма

Как видно из информационного графа, для реализации атаки "встреча посередине" в параллельном варианте потребуются выполнение следующих двух ярусов (в предположении, что [math]|K_1|=|K_2|[/math]):

1. [math]\sqrt n[/math] зашифрований и столько же расшифрований

2. [math]n[/math] сравнений

Таким образом, высота ЯПФ составляет 2, ширина - [math]n[/math].

1.9 Входные и выходные данные алгоритма

Вход: На вход подаётся открытый текст [math]x[/math] и шифртекст [math]y[/math], а также алгоритм зашифрования/расшифрования. В случае блочного шифра открытым текстом и шифртекстом является последовательность блоков. Для атаки "встреча посередине", как правило, берётся один блок для максимального ускорения операций зашифрования и расшифрования.

Выход: Результатом работы алгоритма является множество пар [math]k_1^i,k_2^j[/math], для которых нашлись совпадения. Только одна из пар является настоящим ключом. Чтобы отсеять лишние, необходимо проверить все пары на блоках открытого и шифрованного текста, которые в алгоритме не использовались.

1.10 Свойства алгоритма

Соотношением последовательной и параллельной сложности алгоритма является [math]O(\sqrt n\log(n))[/math].

Будем считать, что размер входных данных (открытый текст и шифртекст) совпадает с размером ключа (на практике это сравнимые величины), а сортировка слиянием делит массивы пополам. Тогда вычислительная мощность алгоритма — [math]O(\sqrt n)[/math].

Дуги информационного графа, исходящие из вершин зашифрования и расшифрования, образуют пучки мощности [math]\sqrt n[/math], т.е. из каждой такой вершины выходит [math]\sqrt n[/math] дуг. Длинных дуг в алгоритме нет. В случае поиска всех пар ключей с совпадающими криптограммами алгоритм полностью детерминирован.

2 Программная реализация алгоритма

2.1 Особенности реализации последовательного алгоритма

2.2 Возможные способы и особенности параллельной реализации алгоритма

2.3 Результаты прогонов

2.4 Выводы для классов архитектур

3 Литература

↑ Diffie Whitfield, Hellman Martin E. Exhaustive Cryptanalysis of the NBS Data Encryption Standard. - Journal Computer vol.10 pp.74–84 - June 1977

[1] Diffie Whitfield, Hellman Martin E. Exhaustive Cryptanalysis of the NBS Data Encryption Standard. - Journal Computer vol.10 pp.74–84 - June 1977

[1]

@@ Строка 14: / Строка 14: @@
 === Общее описание алгоритма ===
-Метод "Встреча посередине" криптоанализа блочных шифров был впервые предложен в 1977 году Уитфилдом Диффи и Мартином Хеллманом <ref>(June 1977) «Exhaustive Cryptanalysis of the NBS Data Encryption Standard». Computer 10 (6): 74–84. DOI:10.1109/C-M.1977.217750</ref>. Встреча посередине используется для ускорения перебора ключей шифра за счёт увеличения требуемой памяти. Метод применим в случае каскадного построения сложного шифра из нескольких простых, другими словами, в случае последовательного применения шифрующих преобразований на разных ключах к блокам открытого текста.
+Криптоанализом назвают науку восстановления (дешифрования) открытого (нешифрованного) текста без доступа к ключу. Попытка криптоанализа называется "атакой".
+Метод "Встреча посередине" криптоанализа блочных шифров был впервые предложен в 1977 году Уитфилдом Диффи и Мартином Хеллманом <ref>Diffie Whitfield, Hellman Martin E. ''Exhaustive Cryptanalysis of the NBS Data Encryption Standard.'' - Journal Computer vol.10 pp.74–84 - June 1977</ref>. Встреча посередине используется для ускорения перебора ключей шифра за счёт увеличения требуемой памяти. Метод применим в случае каскадного построения сложного шифра из нескольких простых, другими словами, в случае последовательного применения шифрующих преобразований на разных ключах к блокам открытого текста.
 В качестве примера шифра, поддающегося атаке "встреча посередине" можно привести криптоалгоритм 2DES, являющийся модификацией шифра DES. В 2DES открытый текст шифруется дважды алгоритмом DES на двух разных 56-битных ключах. Однако из-за атаки "встреча посередине" сложность перебора двойного ключа (112 бит) шифра 2DES составляет <math>2^{57}</math> вместо ожидаемых <math>2^{112}</math>.
@@ Строка 34: / Строка 36: @@
 <math>
 \begin{align}
-z_1 & =T_1(x,k_1^1) & z_1^' &=T_2^{-1}(x,k_2^1)\\\\
+z_1 & =T_1(x,k_1^1) & z_1^&prime; &=T_2^{-1}(x,k_2^1)\\
-z_2 & =T_1(x,k_1^2) & z_2^' & =T_2^{-1}(x,k_2^2)\\
+z_2 & =T_1(x,k_1^2) & z_2^&prime; & =T_2^{-1}(x,k_2^2)\\
-... & .................  & ... & .................... \\
+ & ......... &  & ......... \\
-z_{|K_1|} & =T_1(x,k_1^{|K_1|}) & z_{|K_1|}^' & =T_2^{-1}(x,k_2^{|K_1|})
+z_{|K_1|} & =T_1(x,k_1^{|K_1|}) & z_{|K_1|}^&prime; & =T_2^{-1}(x,k_2^{|K_1|})
 \end{align}
 </math>
-Для всех <math>k_1^i \in K_1</math>, <math>k_2^j \in K_2</math>. Далее таблицы объединяются и сортируются по значениям <math>z_i,z_j^'</math>. Индексы <math>i,j</math>, при которых <math>z_i=z_j^'</math>, однозначно определяют искомую пару ключей <math>k_1=k_1^i,k_2=k_2^j</math>. Для нахождения такой пары достаточно просмотреть отсортированную таблицу один раз.
+Для всех <math>k_1^i \in K_1</math>, <math>k_2^j \in K_2</math>. Далее таблицы объединяются и сортируются по значениям <math>z_i,z_j^&prime;</math>. Индексы <math>i,j</math>, при которых <math>z_i=z_j^&prime;</math>, однозначно определяют искомую пару ключей <math>k_1=k_1^i,k_2=k_2^j</math>. Для нахождения такой пары достаточно просмотреть отсортированную таблицу один раз.
 Если же пара открытый текст/шифртекст определяет ключ не единственном образом, то выходом алгоритма будет некоторое множество пар <math>k_1,k_2</math>, одна из которых является истинным ключом. Для выбора истинного ключа достаточно проверить ключи из полученного множества на других парах открытый текст/шифртекст.
@@ Строка 47: / Строка 49: @@
 ==== Оптимизации ====
-. От генерации второй таблицы со значениями <math>z_j^'</math> можно отказаться, перебирая ключи <math>k_2^j</math> до того момента, когда значение <math>z_j^'</math> совпадёт с одним из значений <math>z_i</math>. В таком случае опробование ключей <math>k_2^j</math> в среднем сократится вдвое. Также вдвое сократится объём используемой памяти. Для нахождения совпадающего значения в отсортированном массиве можно применить бинарный поиск.
+. От генерации второй таблицы со значениями <math>z_j^&prime;</math> можно отказаться, перебирая ключи <math>k_2^j</math> до того момента, когда значение <math>z_j^&prime;</math> совпадёт с одним из значений <math>z_i</math>. В таком случае опробование ключей <math>k_2^j</math> в среднем сократится вдвое. Также вдвое сократится объём используемой памяти. Для нахождения совпадающего значения в отсортированном массиве можно применить бинарный поиск.
 . Вместо сортировки таблицы со значениями <math>z_i</math> и последующего бинарного поиска можно использовать хэш-таблицу.
@@ Строка 73: / Строка 75: @@
 . В случае записи значений в порядке вычисления отсортировать массив
-. Опробовать ключи <math>k_2^j</math>, выполняя поиск совпадения с таблицей значений <math>z_j^'</math>. Для нахождения совпадения использовать поиск по хэш-таблице (если она есть) или бинарный поиск
+. Опробовать ключи <math>k_2^j</math>, выполняя поиск совпадения с таблицей значений <math>z_j^&prime;</math>. Для нахождения совпадения использовать поиск по хэш-таблице (если она есть) или бинарный поиск
 === Последовательная сложность алгоритма ===
 Всюду далее считаем, что алгоритм не прекращает работу при нахождении первого совпадения, а ищет все совпадения.
-. Сложность вычисления таблиц значений <math>z_i,z_j^'</math> составит <math>O(|K_1|+|K_2|)</math> операций опробования
+. Сложность вычисления таблиц значений <math>z_i,z_j^&prime;</math> составит <math>O(|K_1|+|K_2|)</math> операций опробования
 . Объединение таблиц и их сортировка будет иметь сложность <math>O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|))</math> (например, при сортировке слиянием).
@@ Строка 86: / Строка 88: @@
 . Сложность поиска в достаточно большой хэш-таблице составит <math>O(1)</math> для каждого поиска
-Итого асимптотическая сложность алгоритма:
+Итого: асимптотическая сложность алгоритма:
 . С генерацией двух таблиц — <math>O(|K_1|+|K_2|) + O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|)) + O(|K_1|+|K_2|)=O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|))</math>
@@ Строка 94: / Строка 96: @@
 . C генерацией одной (достаточно большой) хэш-таблицы — <math>O(|K_1|) + O(|K_2|)=O(|K_1|+|K_2|)</math>
-Пусть n - количество всевозможных пар <math>k_1,k_2</math> и пусть <math>|K_1|=|K_2|</math>. В этом случае <math>|K_1|=|K_2|=\sqrt n</math>.
+Пусть <math>n</math> - количество всевозможных пар <math>k_1,k_2</math> и пусть <math>|K_1|=|K_2|</math>. В этом случае <math>|K_1|=|K_2|=\sqrt n</math>.
 Тогда сложность алгоритма в первых двух пунктах составляет <math>O(\sqrt n\log(n))</math>, в третьем — <math>O(\sqrt n)</math>.
@@ Строка 132: / Строка 134: @@
 === Особенности реализации последовательного алгоритма ===
-=== Локальность данных и вычислений ===
 === Возможные способы и особенности параллельной реализации алгоритма ===
-=== Масштабируемость алгоритма и его реализации ===
+=== Результаты прогонов ===
-Исследование масштабируемости реализации алгоритма проводилось на суперкомпьютере "Ломоносов"<ref name="Lom">Воеводин Вл., Жуматий С., Соболев С., Антонов А., Брызгалов П., Никитенко Д., Стефанов К., Воеводин Вад. Практика суперкомпьютера «Ломоносов» // Открытые системы, 2012, N 7, С. 36-39.</ref> [http://parallel.ru/cluster Суперкомпьютерного комплекса Московского университета]. Изменяемые параметры запуска:
-* Размер ключа – от 8 до 20 бит с шагом 1
-* Число ядер – от 1 до 8 (значения являются степенью числа 2)
-Ниже представлен график зависимости [[Глоссарий#Производительность|производительности]] от числа ядер и размера ключа (размер задачи – экспоненциальная функция от размера ключа). Для измерения производительности в качестве базовой операции используется операция опробования ключа и время в секундах. Количество арифметических операций, содержащихся в операции опробования, может быть разным в зависимости от используемого алгоритма шифрования.
-[[File:Масштабируемость.jpg|thumb|center|900px|Рисунок 2. Масштабируемость реализации алгоритма]]
-Как видно из графика, производительность почти не изменяется в зависимости от размера задачи и возрастает в зависимости от числа ядер. Росту производительности способствует то, что алгоритм содержит большое количество независимых операций опробования ключа, синхронизация между параллельно выполняющимися опробованиями не требуется.
-[https://github.com/AlBatarina/Super2016/blob/master/meet_in_the_middle/meet.c Исследованная параллельная реализация на языке C]
-=== Динамические характеристики и эффективность реализации алгоритма ===
 === Выводы для классов архитектур ===
-=== Существующие реализации алгоритма ===
+== Литература ==
-Одна из реализаций атаки "встреча посередине" с использованием хэш-таблицы представлена в свободном доступе по ссылке [https://gist.github.com/dchest/1062437 github]
+<references />
-== Литература ==
+[[Категория:Статьи в работе]]
-<references \>
+[[en:Meet-in-the-middle attack]]