Участница:Александра/Метод встречи посередине

Метод встречи посередине
Последовательный алгоритм
Последовательная сложность	$O(\sqrt n\log(n))$
Объём выходных данных	$n$
Параллельный алгоритм
Высота ярусно-параллельной формы	$O()$
Ширина ярусно-параллельной формы	$O()$

Автор описания: А.В.Батарина

1 Свойства и структура алгоритма

1.1 Общее описание алгоритма

Метод "Встреча посередине" криптоанализа блочных шифров был впервые предложен в 1977 году Уитфилдом Диффи и Мартином Хеллманом . 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.

1.1.2 Усложнённые шифры

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 $2^{57}$ вместо ожидаемых $2^{112}$.

1.2 Математическое описание алгоритма

Исходные данные: открытый текст $x$, шифртекст $y$.

Алгоритм зашифрования — композиция двух преобразований $T_1(x,k_1)$ и $T_2(x,k_2)$, т.е. $y=T_2(T_1(x,k_1),k_2)$.

Алгоритм расшифрования — $x=T_1^{-1}(T_2^{-1}(x,k_2),k_1)$

Вычисляемые данные: ключи шифрования $k_1 \in K_1$, $k_2 \in K_2$, где $K_1, K_2$ — множества возможных ключей.

Трудоёмкость полного перебора всех возможных пар $k_1,k_2$ составляет в среднем $\frac{|K_1||K_2|}{2}$. Однако используя дополнительную память, можно сократить перебор.

Предположим, что открытый текст $x$ и шифртекст $y$ однозначно определяют ключи $k_1,k_2$. Составим две таблицы:

$\begin{align} z_1 & =T_1(x,k_1^1) & z_1^' &=T_2^{-1}(x,k_2^1)\\\\ z_2 & =T_1(x,k_1^2) & z_2^' & =T_2^{-1}(x,k_2^2)\\ ... & ................. & ... & .................... \\ z_{|K_1|} & =T_1(x,k_1^{|K_1|}) & z_{|K_1|}^' & =T_2^{-1}(x,k_2^{|K_1|}) \end{align}$

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

1.2.1 Оптимизации

1. От генерации второй таблицы со значениями $z_j^'$ можно отказаться, перебирая ключи $k_2^j$ до того момента, когда значение $z_j^'$ совпадёт с одним из значений $z_i$. В таком случае опробование ключей $k_2^j$ 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 $z_i$ и последующего бинарного поиска можно использовать хэш-таблицу.

1.3 Макроструктура алгоритма

Основную сложность алгоритма составляет сортировка таблицы, полученной в результате опробования ключей. В случае использования хэш-таблицы достаточно большого размера вместо сортировки основную сложность составит опробование ключей $k_1,k_2$.

1.4 Схема реализации последовательного алгоритма

Далее приводится последовательность действий для варианта алгоритма с генерацией одной таблицы значений $z_i$.

1. Вычислить таблицу $z_i$, записывая значения в порядке вычисления или используя хэш-таблицу

2. В случае записи значений в порядке вычисления отсортировать массив

3. Опробовать ключи $k_2^j$, ища совпадения с таблицей значений $z_i$. Для нахождения совпадения использовать поиск по хэш-таблице (если она есть) или бинарный поиск

1.5 Последовательная сложность алгоритма

1. Сложность вычисления таблиц значений $z_i,z_j^'$ составит $O(|K_1|+|K_2|)$ операций опробования

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

3. Сложность бинарного поиска в отсортированном массиве — $O(log_2(|K_1|))$ для каждого поиска

4. Сложность поиска в достаточно большой хэш-таблице составит $O(1)$ для каждого поиска

Итого асимптотическая сложность алгоритма:

1. С генерацией двух таблиц — $O(|K_1|+|K_2|) + O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|)) + O(|K_1|+|K_2|)=O((|K_1|+|K_2|)\log(|K_1|+|K_2|))$

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

3. C генерацией одной (достаточно большой) хэш-таблицы — $O(|K_1|) + O(|K_2|)=O(|K_1|+|K_2|)$

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

Тогда сложность алгоритма в первых двух пунктах составляет $O(\sqrt n\log(n))$, в третьем — $O(\sqrt n)$.

1.6 Информационный граф

Опишем граф алгоритма. На вход подаётся открытый (Open) и закрытый (Close), т.е. зашифрованный, текст. Далее открытый текст шифруется (Enc) на ключах $k_1^i$, а зашифрованный расшифруется (Dec) на ключе $k_2^j$. 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 — полученные ключи

1.7 Ресурс параллелизма алгоритма

Как видно из информационного графа, для реализации атаки "встреча посередине" в параллельном варианте потребуются следующие шаги (в предположении, что $|K_1|=|K_2|$):

1. $O(\sqrt n)$ зашифрований и столько же расшифрований

2. $n$ сравнений

2 Литература

<references \>