WWW.DISSERS.RU

БЕСПЛАТНАЯ ЭЛЕКТРОННАЯ БИБЛИОТЕКА

   Добро пожаловать!

Pages:     | 1 |   ...   | 7 | 8 || 10 | 11 |

«А,В, Соколов, 0,М, Степанюк Проблемы защиты информации Характеристика угроз и способы защиты от них Криптографическая защита и биометрия Электронная цифровая подпись Стеганография А. ...»

-- [ Страница 9 ] --

Например, две двоичные последовательности, имеющие длину 1000 и 1001 двоич ных символов соответственно, дают в результате составной псевдослучайный поток, который не повторяется на первых 10001001, или 1001000 цифрах. Циклические дво ичные последовательности проходят через сумматор, который складывает по модулю 2 считанные с них цифры. Выход сумматора служит ключом, используемым для за шифрования сообщения. Поэтому важно, чтобы составной поток превышал по длине Генератор ключа IИсточник I Регистр сдвига (11 разр.) сообщения!

=Hoh h h l o h IQ |i h IQ h i i I Поток сообщения Генератор тактовых FT *FV импульсов - 1 Поток "—* г Поток Регистр сдвига (7 разр.) I битов шифротекс L31|0|1|1|0|1[D- ключа 11 разрядов 0111010110-1 7 разрядов '10110101 101101o"l0110ld Поток битов ключа Рис. 4.23. Генератор потокового ключа все вместе взятые сообщения, которые могут быть переданы за разумный период вре мени. Расшифрование осуществляется с помощью ключа, сгенерированного на при емнике идентичным способом. Таким образом, несколько коротких последовательно стей заменяют одну длинную, но получающиеся при этом внутренние периодичности могут помочь аналитику в раскрытии шифра.

Поскольку побитовый сумматор является линейным устройством, он изначально криптографически слаб, но может быть усилен разными способами. Можно нагро мождать одну сложность на другую, вводя цепочки обратной связи, связанные каким либо образом с передаваемым сообщением, или вводя такие нелинейные математичес кие операции, как подстановки в блоках цифр подходящего размера. Несекретная криптографическая литература содержит много конструкций генераторов псевдослу чайных последовательностей, которые могут быть, в принципе, сведены к одной базо вой схеме, изображенной на рис. 4.24. Тем или иным способом они вырабатывают псевдослучайные числа, выполняя сложные математические операции над упорядо ченной последовательностью входных чисел, преобразуя их способом, который, как предполагается, должен поставить аналитика в тупик.

В этом обобщенном представлении генератора формирования двоичной ключевой последовательности двоичный счетчик обеспечивает входными числами блок преоб разований, который вырабатывает биты потока ключа, прибавляемые затем к потоку битов сообщения в зависимости от состояния селектора ключа.

Но даже шифр Вернама на самом деле не обеспечивает защиту от искусного мо шенничества с трафиком, не обладающим избыточностью.

Независимо от того, закодировано ли сообщение с использованием случайных цифр или псевдослучайной последовательности цифр, в подобном побитовом шифровании одиночная ошибка, возникшая при передаче сообщения, остается в рамках одной циф ровой позиции;

ошибка не «размножается» и не распространяется на остаток сообще ния. Кроме того, этот шифр не вносит межсимвольных зависимостей. Когда сообще ние написано на естественном языке, то контекст естественной избыточности позволяет человеку, читающему текст, легко обнаруживать случайные ошибки. Так, если неко Глава 4. Криптографические методы защиты информации торые из 5 бит, представляющих букву Е, оказались искаженными таким образом, что соответствующая группа битов стала представлением буквы О (например, слово СЕК РЕТНЫЙ превратилось в слово СЕКРОТНЫЙ), то читатель-человек, исходя из кон текста, обнаружил бы ошибку.

Совершенно иная ситуация при использовании компьютеров. Передаваемые дан ные здесь могут не содержать избыточности, например, если они полностью число вые, то в этой ситуации ошибка всего в одной цифре может вызвать целый каскад вы числительных погрешностей. Изучение проблемы показало,.что простые коды обнаружения ошибок не подходят для защиты целостности компьютерных данных от возможных подтасовок со стороны злоумышленников. В данном случае необходимо не просто обнаружение ошибок, а требуется аутентификация, защищенная криптогра фическими методами. Неожиданно оказалось, что это лучше всего достигается, если решение строить на принципах, внутренне присущих шифрующим структурам.

Наибольшая производительность компьютеров достигается при их работе с блока ми данных длиной 8, 16, 32 и т. д. разрядов. Рассмотрим порядок формирования клю чей для блочных шифров. Блочным шифром будем называть любой шифр, который преобразует п цифр сообщения в п цифр шифрограммы.

Например, блочным будет такой шифр, который преобразует код 00000, представ ляющий по нашему соглашению букву А в открытом тексте, в, скажем, 11001, эквива лент А для шифротекста, по некоторому ключу перестановки, в точности, как это за дает таблица подстановок. Чтобы увидеть, как такое двоичное преобразование выполняется электронным устройством, давайте рассматривать подстановки только в группах из трех двоичных цифр, как это показано на рис. 4.25.

Блок подстановок, в отличие от потоковых устройств, включает как линейные, так и нелинейные преобразования: он не просто прибавляет нули и единицы к цифрам входа, но может заменить любой входной блок цифр на любой выходной блок. Реаль но он состоит из двух коммутаторов. Первый преобразует двоичное число из п цифр в одну цифру по основанию 2п, другой выполняет обратное преобразование. Блок, та ким образом, содержит 2п внутренних соединений коммутаторов, которые могут быть выполнены 2п! различными способами. Это означает, что в случае изображенного на рис. 4.25 блока с п = 3 существует 23! = 8! = 40320 различных вариантов разводки блока или таблиц, подобных той, что изображена на этом рисунке. Блок такого типа с п = 128 сделал бы криптоанализ практически неосуществимым, однако его трудно со здать технологически.

Источник сообщения Поток ф сообщения 2 ?

Генератор Блок Двоичный ЪГП ^ тактовых первообразований счетчик >Ш Поток Поток импульсов битов шифротекста ключа Т Селектор ключа Рис. 4.24. Схема формирования двоичной ключевой последовательности S-блок Вход Выход n= n=3 2" =8 2" = 001 0 о. 1 о 2 OD i 3 Выход Вход 4 5 & 1 101 7 110 111 Рис. 4.25. Порядок работы блока подстановок Рассмотрим, как работает блок подстановок в нашем случае. С помощью трех дво ичных цифр можно представить восемь элементов: 23 = 8. Устройство, выполняющее подстановку, как мы видим, состоит из двух коммутаторов. Первый (мультиплексор) преобразует последовательность из трех двоичных цифр в соответствующее восьме ричное значение, подавая сигнал на одну из восьми выходных линий (в нашем случае это линия 1). Эти 8 выходов могут быть соединены с восемью входами второго пере ключателя любым из 8! (или 40320) способов. Из этого множества различных вариан тов соединения или коммутации проводов между первым и вторым переключателем мы можем выбрать тот, который будем использовать. Задача второго переключателя (демультиштексора) — преобразовать входной сигнал, представленный одной цифрой по основанию 8, обратно в трехразрядный двоичных выход.

Если бы устройство подстановки было построено для обработки пятицифрового дво ичного входа, его можно было бы использовать для зашифрования алфавита из 32-х сим волов. Возможных соединений двух переключателей было бы тогда 32!. Может пока заться, что ключей очень много, но к созданному таким образом шифру все же необходимо относиться, как к очень слабому: он поддается частотному анализу. Эта слабость не является его неотъемлемым свойством. Рассмотренное устройство с математической точки зрения определяет наиболее общее возможное преобразование. Оно включает для любого заданного размера входа-выхода любой возможный обратимый шифр, который когда-либо был, или даже просто мог бы быть изобретен;

математики могли бы сказать, что он представляет полную симметричную группу. Он полностью «несистематичес кий»: одно соединение переключателей ничего не говорит злоумышленнику относительно всех других соединений. Слабость данного шифра обусловлена выбранным размером блока. Несмотря на большое количество ключей, каталог возможных входов и выходов очень мал: в нем всего лишь 32 элемента. Нам же необходим такой большой каталог, чтобы для любого злоумышленника было практически невозможно записать его. Если взять, например, блок со 128 входами и выходами, то аналитику было бы необходимо рассмотреть 2128 (или больше 1038) возможных блоков цифр. Это настолько огромное число, что частотный анализ здесь просто неосуществим. К несчастью, устройство под становок со 128 входами также потребовало бы 2128 внутренних соединений между первым и вторым переключателями, что технологически очень сложно реализуется.

Однако существует преобразование, которое легко реализовать для большого на бора входов. Практически выполнимо, например, построить блок со 128 входными и Глава 4. Криптографические методы защиты информации выходными выводами, которые внутри соединены обычными проводами, как показано на рис. 4.26.

Для такого «блока перестановок» с п выходами имеется п! возможных вариантов коммутации проводов, каждый из которых определяется отдельным ключом. Он легко может быть построен для п = 128. И хотя это обеспечит большое количество возмож ных ключей (128!), что весьма полезно, мы теперь столкнемся с новой трудностью.

Путем использования набора специально сконструированных сообщений можно це ликом определить ключ такой системы всего за п-1 попыток (в данном случае 127).

Этот прием состоит в том, чтобы использовать серию сообщений, содержащих одну единственную единицу в п-1 различных позициях. Позиция единицы в выходном бло ке определит использованное в устройстве подключение провода. Слабость простого блока перестановок заключается в том, что он является линейной системой.

Для повышения стойкости используемого шифра необходим некоторый компро миссный вариант, который бы, как минимум, приближался по характеристикам к об щей системе. Это возможно сделать, используя составной шифр, в котором два или более шифра скомбинированы так, что результирующая система обладает большей стойкостью, чем каждая из составляющих ее систем в отдельности. Перед первой ми ровой войной были исследованы громоздкие шифры, включающие несколько этапов шифрования. Первым действительно успешным об разцом была, вероятно, система, изобретенная нем- Р - блок цами, известная как ADFCVX-система. Она соеди няла «дробления» с «перестановками». Иными словами, в этой процедуре сообщение разбивалось на сегменты и сегменты переставлялись на другие места. Важный факт, на который следует обратить внимание, заключается в том, что шифр, составлен ный из блочных шифров, опять является блочным шифром. Цель в том, чтобы шифр вел себя подобно общему шифру замен настолько, насколько это воз можно.

Между первой и второй мировыми войнами ин терес к составным шифрам практически полностью пропал благодаря успешному развитию роторных или проводно-дисковых машин, которые принадле жат к общему классу генераторов псевдослучайных последовательностей. Типичная роторная машина имела клавиатуру, напоминающую клавиатуру пи шущей машинки. Каждая буква шифровалась с по мощью нескольких дисков, работающих в опреде ленной последовательности, для очередной шифруемой буквы диски переводились в другое по ложение с использованием нерегулярного алгорит ма, зависящего от ключа. Сообщение расшифровы Рис 4.26. Блок перестановок валось идентичной машиной с точно таким же с большим количеством установленным ключом. вариантов коммутации 374. :

Сейчас интерес к составным шифрам возник благодаря статье «Теория связи в сек ретных системах» Клода Шеннона, которая была опубликована в техническом журна ле корпорации Bell (Bell System Technical Journal) в 1949 году. В разделе, посвящен ном практической разработке шифров, Шеннон ввел в рассмотрение понятия «перемешивания» и «рассеивания», а также понятие «перемешивающего преобразо вания», которое предполагает особый способ использования результатов преобразо вания. Его статья открыла практически неограниченные возможности по разработке и исследованию шифров.

Способ, которым следует сочетать принципы перемешивания и рассеивания для получения криптографической стойкости, можно описать следующим образом: пере становки общего вида не могут быть реализованы для больших значений п, скажем, для п = 128, и поэтому мы должны ограничиться схемами подстановки, имеющими практический размер. Например, в системе «Люцифер» для блоков подстановки выб рано п = 4. Хотя это число может показаться слишком маленьким, такая подстановка может оказаться вполне эффективной, если ключ подстановки или схема коммутации проводников выбраны верно. В системе «Люцифер» нелинейная подстановка эффек тивно обеспечивает определенную степень перемешивания.

В этой системе входные данные пропускаются через чередующиеся уровни блоков, которые обозначены на предыдущих рисунках символами Р и S. В блоке перестановок Р п — большое число (128 или 64), а в блоке подстановок S число п мало (4). Несмот ря на то, что Р- и S-блоки в отдельности составили бы слабую систему, в комбинации друг с другом они устойчивы.

Проиллюстрируем меру стойкости подобных конструкций на примере устройства (составной шифрующей системы), изображенного на рис. 4.27, в котором для просто ты Р-блоки имеют размер п = 15, а S-блоки — п = 3. Если изобразить этот «бутерброд» из блоков со специально сконструированным входным числом, составленным из нулей и одной-единственной единицы, то легко будет увидеть перемешивание и рассе ивание в работе. Первый блок Р передает единственную единицу на вход некоторого блока S, который, будучи нелинейным устройством, может преобразовать единицу в трехцифровой выход, содержащий в потенциале целых 3 единицы. В показанном на диаграмме варианте он вырабатывает две единицы. Следующий блок Р тасует две еди ницы и передает их на вход двух различных S-блоков, которые вместе имеют потенци ал по выработке уже шести единиц. Дальше диаграмма говорит сама за себя: по мере того, как входной блок данных проходит через последовательные уровни, узор из сге нерированных единиц расширяется и дает в результате непредсказуемый каскад цифр.

Конечный результат, получающийся на выходе всей цепочки, будет содержать в сред нем половину нулей и половину единиц, в зависимости от ключей перестановки, ис пользованных в различных Р- и S-блоках.

Очень важно, что все выходные цифры потенциально стали сложными функциями всех входных цифр. Поскольку все блоки имеют независимые ключи, поток вырабаты ваемых цифр и окончательный результат не могут быть предсказаны. Цель разработ чика, конечно, — сделать предельно трудным для злоумышленников прослеживание цепочки назад и, таким образом, реконструировать ключи в Р- и S-блоках.

В реальной системе S-блок, например, являясь достаточно общим преобразовани ем, может случайно быть снабжен таким ключом, что поведет себя в точности как Р Глава 4. Криптографические методы защиты информации блок, и в этом случае вся система будет не более стойкой, чем один слой Р, который может быть достаточно просто раскрыт. Чтобы этого избежать, блоки обоих типов снабжают постоянными ключами, которые должны быть сильными;

эти постоянные ключи будут известны каждому, кто имеет доступ к системе. Следовательно, необхо дим другой способ использования ключей, при этом желательно, чтобы они могли быть представлены двоичными числами. Этого можно достигнуть, построив «бутерброд», в котором каждый S-блок содержит два различных постоянных ключа, и, таким обра зом, может быть представлен двумя возможными различными состояниями — SO и S1. Последовательность этих состояний для любого отдельного «бутерброда» состав ляет управляемую ключом структуру, не известную потенциальному противнику. Эту структуру можно представить двоичным ключом, который указывает, которую из двух таблиц подстановки следует использовать, в точности как в случае двухтабличной подстановки, рассмотренной выше. Цифры ключа можно загрузить в ключевой ре гистр криптографического устройства и записать на ключевую магнитную карту, зак репленную за законным пользователем системы. Когда два состояния S-блоков ис пользуются подобным образом, результирующая криптограмма показывает межсимвольные зависимости, которые делают все цифры выхода сложными функция ми не только всех цифр входа, но и всех цифр ключа. Таким образом, эта система устойчива к попыткам проникновения в нее с помощью математических методов ана лиза.

Хотя межсимвольная зависимость — необходимый (но не достаточный) показа тель криптографической стойкости, она имеет и оборотную сторону: влечет за собой чувствительность системы к шуму или помехам во время передачи. Погрешность в -* s - 0-» о-э -» s - -5 Э н 0- >S ^ -> s о->| о. - -> -> S 0- 0-» ^ 0-» ^S 0- Рис. 4.27. Составная шифрующая система Компьютерный Генератор паролей Рис. 4.28. Полная криптографическая система с генератором паролей единственной цифре может привести к полному искажению расшифрованных данных.

Современные средства коммуникации делают, однако, эту проблему менее актуаль ной, по крайней мере, для невоенного использования.

Более того, сильные взаимозависимости между цифрами могут принести удиви тельную и неожиданную пользу: поскольку система так чувствительна к изменениям и так резко реагирует на них, она автоматически становится идеальным средством обнаружения изменений, произошедших как случайно, так и сделанных умышленно.

В результате получаем одновременно высокую секретность сообщений и неподдаю щийся обману сигнализатор ошибок.

Чтобы извлечь пользу из этой дополнительной особенности шифра, необходимо все го лишь зарезервировать место для пароля внутри заданного блока цифр сообщения.

Пароль — это последовательность цифр, автоматически вводимая в поток цифр сообще ния передающей аппаратурой без какого-либо участия лица, использующего систему.

Роль пароля заключается в том, чтобы сообщить приемной аппаратуре, что сообщение не было преднамеренно искажено или серьезно испорчено шумом в процессе передачи.

Процесс зашифрования оставляет противника в неведении, как биты сообщения и паро ля отображены в криптограмме. Если цифры пароля не могут быть без ошибок восста новлены декодером на принимающем конце, сообщение отвергается.

Решающую роль в этой схеме играет генератор пароля, который должен быть как на приемнике, так и на передатчике, как показано на рис. 4.28. Генератор пароля на самом деле является не чем иным, как двоичным таймером или счетчиком, определяю щим время или порядковый номер сообщения в двоичной записи, и добавляющим эту группу цифр к каждому блоку цифр передаваемого сообщения. Необходимо учесть, что в определенный момент времени, скажем в 8:00, таймеры на обоих концах канала передачи должны быть синхронизированы и иметь одинаковые частоты.

Полная система объединяет генератор пароля, криптографическую систему, со стоящую из S- и Р-блоков и систему коррекции ошибок. Генератор паролей вырабаты вает новый парольный блок для каждого блока данных. Отправитель, используя пер сональный ключ, вводит свои данные. Цифры пароля и данных станут не отслеживаемыми после того, как будут зашифрованы в соответствии с ключом. До полнительные цифры кода коррекции ошибок добавляются к данным перед передачей и изымаются сразу после приема. Криптографическая система компьютерного центра расшифровывает передачу в соответствии с инвертированным ключом отправителя, Глава 4. Криптографические методы защиты информации который выбирается из специального защищенного файла, хранимого в центре, и из влекает цифры пароля. Если они совпадут с цифрами пароля, сгенерированного в ком пьютере, шлюз открывается и входные данные передаются в хранилище.

А как же «парольная схема аутентификации» обеспечивает безопасность работы членам сообщества пользователей централизованного хранилища данных, которые имеют доступ к большому центральному компьютеру? Рассмотрим и этот вариант.

Каждый пользователь имеет свой собственный секретный ключ, возможно, представ ленный в форме последовательности двоичных цифр, записанной, например, на маг нитную карту или смарт-карту. Ключи всех пользователей хранятся в защищенной форме в центральном компьютере. Предположим, что пользователь с ключом КА хо чет передать сообщение на центральный компьютер. Он вставляет карточку, на кото рой записан его ключ, в считывающий терминал, располагающийся на его рабочем столе, секунду или две ждет сигнала, что линия свободна, и начинает набирать свое сообщение.

Сообщение автоматически разделяется на блоки цифр (скажем, по 64 цифры), кото рые на каждом сигнале двоичного таймера объединяются с паролем (который также может иметь 64 цифры), соответствующим выходу таймера в этот момент времени. Результи рующий блок из 128 цифр шифруется, для чего пропускается через криптосистему Р- и S- блоков, которая полностью перемешивает цифры пароля и цифры данных.

Поскольку результирующая криптограмма очень чувствительна к ошибкам пере дачи, она усиливается с помощью кода исправления ошибок, который реагирует на шум в используемых линиях связи. Добавление этого кода удлиняет блок, содержа щий цифры пароля и сообщения, еще на несколько цифр.

Результирующий блок шифрограммы дополняется адресом отправителя в откры том виде и передается на центральный компьютер. Когда сообщение доходит до адре сата, ключ КА, принадлежащий пользователю А, отыскивается в соответствующем списке и его обращение загружается в декодер для того, чтобы расшифровать крипто грамму.

Будет ли совпадать пароль из полученной криптограммы с паролем, локально вы работанным двоичным таймером на принимающей стороне? При отсутствии искаже ний, и если криптограмма была действительно зашифрована на ключе пользователя А, выход декодера будет состоять из блока цифр данных и блока цифр правильного пароля. Это считается достаточным свидетельством в пользу того, что криптограмма действительно создана пользователем А и система принимает данные.

Что же случится, если произошло искажение данных? Если оно было вызвано шу мовыми всплесками в линии связи, то код исправления ошибок устранит его и сообще ние успешно пройдет аутентификацию. Если же искажения не могут быть устранены кодом коррекции ошибок, то даже одна неверно принятая цифра произведет эффект лавины в декодирующем устройстве и превратит всю принятую информацию в мусор.

Пароли больше не будут совпадать. Система воспримет сообщение, как имеющее по дозрительное происхождение, и отвергнет его.

Решающим шагом является проверка того, что парольный тест сработал бы так же надежно, если кто-либо записал бы перехваченное сообщение и повторно передал его позже, когда пароль перестал быть действительным. Конечно, использование невер ного ключа — причина для немедленной отбраковки сообщения. Представляется, что 378.. :

предложенная система устойчива к любой мыслимой попытке обмануть ее. Каждая двоичная цифра пароля обеспечивает один бит аутентифицирующей информации. Если пароль состоит из п цифр, то злоумышленник имеет лишь один шанс из 2п (или один шанс из 264, если п = 64) сгенерировать любым способом такую криптограмму, кото рая при расшифровке случайно даст истинный пароль. Число 264 равно примерно 1019.

Невозможно аутентифицировать данные более эффективно.

Хранение и обновление ключей Прогресс в области вычислительной техники идет очень быстрыми темпами. Сейчас даже персональные компьютеры повсеместно работают под управлением многозадач ных операционных систем. В результате пользователь часто оказывается не в состоянии определить, когда операционная система прерывает выполнение его программы шифро вания, записывает ее саму, а также все ее данные на диск и переключается на работу с другим приложением. После того как операционная система возобновляет процесс шиф рования, все выглядит вполне пристойно: пользователь даже не успевает осознать, что шифровальная программа вместе с используемым ею ключом побывала на диске. В ито ге ключ так и останется на диске в незашифрованном виде, пока поверх него не будут записаны другие данные. Когда это случится — через полсекунды, через месяц или во обще никогда, не может сказать никто. Однако враг не дремлет, и вполне может про изойти так, что ключ еще хранится на диске в открытом виде, когда злоумышленник проверит этот диск в поисках полезной для себя информации.

В некоторых случаях для организации обмена шифрованными сообщениями при меняются сеансовые ключи. Они называются так потому, что используются лишь в одном сеансе связи, а затем уничтожаются. В результате вероятность их компромета ции уменьшается. Еще больше понизить эту вероятность можно с помощью следую щего метода.

К сгенерированному ключу (назовем его основным) добавляется битовый управля ющий код, который содержит информацию об ограничениях, накладываемых на ис пользование этого ключа. Управляющий код подвергается хэшированию и затем скла дывается с основным ключом по модулю 2. Полученный результат служит в качестве ключа для зашифрования сеансового ключа. Зашифрованный сеансовый ключ хранит ся вместе с управляющим кодом. Чтобы получить сеансовый ключ в исходном виде, надо применить хэширование к управляющему коду, сложить его с основным ключом по модулю 2 и использовать результат для расшифрования сеансового ключа. Досто инством этого метода является возможность задействовать управляющий код произ вольной длины и открыто хранить его вместе с зашифрованным основным ключом.

Иногда при частой смене ключей оказывается очень неудобно каждый раз переда вать их абонентам сети для использования при шифровании и расшифровании сооб щений. В качестве выхода из этой неудобной ситуации можно предложить генерацию новых ключей из старых, называемую обновлением ключей.

Если два корреспондента владеют общим криптографическим ключом, то, подав его на вход одной и той же однонаправленной функции, они получат одинаковый ре зультат, из которого смогут выбрать необходимое число бит, чтобы составить из них новый ключ. Необходимо только помнить о том, что новый ключ будет обладать такой Глава 4. Криптографические методы защиты информации же стойкостью, что и старый. Если противник знает старый ключ, он сможет вычис лить для этого ключа соответствующее значение однонаправленной функции и полу чить в свое распоряжение новый ключ.

Проще всего хранить ключи для криптосистемы, у которой имеется единственный пользователь. Пользователь просто запоминает этот ключ и при необходимости вво дит его с клавиатуры компьютера по памяти. Однако поскольку сложный случайный ключ запомнить нелегко, для его хранения можно использовать магнитную карточку, или пластиковый ключ с размещенным на нем постоянным запоминающим устрой ством (так называемый ПЗУ-ключ) или интеллектуальную смарт-карту. Для ввода та кого ключа достаточно вставить его физический носитель в специальный считыватель, подключенный к компьютеру. При этом действительное значение вводимого ключа пользователю неизвестно, и, следовательно, он не сможет его разгласить или скомп рометировать. Способ использования ключа определяется управляющим кодом, запи санным на физический носитель вместе с этим ключом.

ПЗУ-ключ очень удобен и понятен для многих. Пользователь гораздо лучше осоз нает, как правильно обращаться с обычным ключом от замка или системы доступа.

Придание криптографическому ключу такого же вида, какой имеет ставший нам при вычным ключ от замка, позволяет чисто интуитивно избегать многих ошибок, связан ных с хранением криптографических ключей.

С целью дальнейшего уменьшения вероятности компрометации ключа его можно разделить на две части. Первую часть следует реализовать в виде ПЗУ-ключа, а вто рую — поместить в память компьютера. Тогда потеря носимой части ключа или его половинки, хранимой в памяти компьютера, не приведет к разглашению криптографи ческого ключа в целом. А части ключа при необходимости можно заменять отдельно друг от друга.

Труднозапоминаемые ключи можно хранить на компьютерном диске в зашифро ванном виде. Например, открытый ключ, состоящий из многих цифр, лучше зашифро вать с помощью DES-алгоритма и запомнить на диске. Более короткий ключ к DES алгоритму легче вспомнить, когда понадобится расшифровать открытый ключ.

Если ключи генерируются с использованием хорошего датчика псевдослучайных двоичных последовательностей, может оказаться более удобно не хранить сгенериро ванные ключи, а каждый раз заново их генерировать, задавая соответствующее на чальное значение датчика, которое легко запомнить.

Продолжительность использования и уничтожение ключей Любой ключ должен использоваться в течение ограниченного периода времени по следующим причинам:

Q чем дольше ключ находится в действии, тем больше вероятность того, что он будет скомпрометирован;

Q при длительном пользовании одним и тем же ключом увеличивается потенци альный ущерб, который может быть нанесен в случае его компрометации;

О ключ, очень долго применявшийся для шифрования информации, становится ла комым кусочком для противника, у которого появляется стимул потратить на 380.. :

его вскрытие значительные ресурсы, поскольку полученная выгода позволит оправдать понесенные расходы;

Q криптоаналитическую атаку на шифр вести тем легче, чем больше перехвачен ного шифротекста для него накоплено.

Продолжительность использования ключа во многом зависит от криптосистемы.

В различных криптосистемах эта продолжительность должна быть разной. Для шиф рования речевых сообщений, передаваемых по телефону, имеет смысл менять ключ после каждого разговора. В выделенных каналах связи продолжительность использо вания ключа определяется ценностью шифруемой информации и скоростью ее переда чи. При скорости в 9600 бит/с смену ключа следует производить реже, чем при скоро сти в несколько гигабит в секунду. Если условия позволяют, такие ключи необходимо менять, по крайней мере, ежедневно.

Не требуют частой смены ключи шифрования ключей. Они используются от слу чая к случаю, поэтому объем перехваченного противником шифротекста для них не велик. Кроме того, о свойствах соответствующего ему открытого текста противнику заранее ничего не известно, поскольку хороший ключ представляет собой достаточно случайный набор битов. Однако компрометация ключа шифрования ключей влечет за собой гораздо более серьезные потери, чем это происходит при потере сеансового ключа или ключа шифрования данных. Необходим разумный компромисс между веро ятностью вскрытия ключа шифрования ключей из-за его слишком длительного исполь зования и возможностью компрометации этого ключа при его передаче абонентам сети.

В большинстве случаев разумно ежемесячно, а иногда даже ежегодно, менять ключ шифрования ключей.

Ключи, применяемые для шифрования файлов, которые хранятся на дисках, слиш ком часто менять не надо. Регулярное повторное шифрование файлов на Новых клю чах даст только больше полезной информации криптоаналитику, который будет пы таться их вскрыть. Лучше применить подход, при котором каждый файл шифруется при помощи своего ключа. А сами ключи, в свою очередь, зашифровываются на ключе шифрования ключей, который затем прячут в надежном месте (например, в стальном сейфе).

Что касается открытых ключей, то продолжительность их использования в значи тельной степени варьируется в зависимости от области применения. Если открытый ключ применяется для целей аутентификации или для цифровой подписи, он продол жает оставаться актуальным годами, иногда даже десятилетиями. Но даже в этом слу чае не следует пренебрегать сменой ключа каждые 2-3 года, чтобы в распоряжении криптоаналитика накапливалось меньше шифротекста, необходимого для организа ции атаки. А старый ключ все равно надо продолжать хранить в секрете — он может понадобиться, чтобы, например, подтвердить подлинность подписи, поставленной в течение периода, пока этот ключ был действующим.

Криптографические ключи ни в коем случае не должны попадать в руки противни ка. Поэтому, как только в ключах отпала надобность, их следует уничтожить. Если ключи хранятся на бумажном носителе, его надо сжечь или пропустить через специ альный аппарат для уничтожения бумаг, который должен быть достаточно высокого качества. Ведь будет очень обидно, если ваш алгоритм шифрования, способный вы держать атаку методом грубой силы в течение нескольких миллионов лет, вскроют Глава 4. Криптографические методы защиты информации только потому, что за несколько десятков тысяч долларов кто-то наймет сотню безра ботных, и за год они соберут воедино недостаточно тщательно «пережеванный» лист бумаги с записанными на нем ключами.

Если ключ хранился в перепрограммируемом ПЗУ, то необходимо несколько раз записать информацию поверх него. В случае, когда для хранения ключа использовалось ПЗУ, его надо разбить молотком на мелкие кусочки и равеять их по ветру. Если ключ лежал на компьютерном диске, на место ключа придется многократно записать ничего не значащие данные или уничтожить диск. При работе на компьютере в многозадачном режиме следует обратить особое внимание на способность операционной системы со здавать временные файлы на диске для хранения рабочей копии программы шифрова ния и ее данных. А сверхосторожный пользователь обязательно напишет программу, которая будет отыскивать копии ключа на свободных секторах диска и удалять их.

Протоколы распределения ключей Отправитель и получатель сообщений при их взаимодействии в компьютерной сети подчиняются определенным правилам по соблюдению последовательности действий между ними. Такие правила, называемые протоколом, гарантируют не только безо пасность сообщений, но и аутентификацию корреспондентов. Поэтому выбор прото колов распределения ключей в сети представляет собой важную проблему.

В настоящее время распределение ключей между пользователями реализуется двумя способами:

Q прямым обменом сеансовыми ключами;

Q созданием одного или нескольких центров распределения ключей.

В связи с этим возможны следующие ситуации организации обмена ключами:

Q прямой обмен ключами;

Q обмен через посредника;

U обмен через нескольких посредников.

Как правило, процедура распределения ключей применяется совместно с процеду рой проверки подлинности участниковобмена информацией. При этом возможны ва рианты протоколов распределения ключей с секретным и открытым ключом, то есть на основе одноключевых и двухключевых методов.

Протоколы распределения ключей с использованием одноключевых методов (с сек ретным ключом) существуют для двух ситуаций:

Q прямого обмена;

Q обмена через посредника.

При использовании протокола взаимного обмена с секретным ключом каждое пе редаваемое сообщение начинается с установления подлинности отправителя. Данный протокол предполагает, что отправитель А и получатель В для подтверждения под линности сообщения используют секретный ключ КАВ. Осуществление протокола взаимного обмена сеансовыми ключами К между абонентами происходит в последова тельности, отображенной на рис. 4.29.

Получатель сообщения — корреспондент В — посылает запрос ql отправителю А на получение сообщения. При этом запрос ql совершенно открыт и может быть по слан любым абонентом сети.

Получатель В Отправитель А Секретный Секретный ключ ключ Запрос q ЕКАВ (f(q1),q2,k) Ответное сообщение Ответ Ek(f(q2)) Рис. 4.29. Схема взаимного обмена с секретным ключом Отправитель сообщения — корреспондент А, получив запрос ql, формирует от ветное сообщение, зашифрованное секретным ключом К, где:

О f(q 1) — шифрованный запрос q 1;

G q2 — сообщение отправителя А для получателя В;

Q К — сеансовый ключ отправителя А.

Получатель В, приняв сообщение, формирует ответ f(q2) и шифрует его с помо щью сеансового ключа К отправителя А в виде EK(f(q2)), что убеждает корреспонден та А в достоверности корреспондента В, т. к. им получено сообщение q2 и только они вдвоем знают ключ К.

При использовании протокола обмена ключами через посредника существует не которое третье лицо (посредник С), которое выполняет только функцию подтвержде Отправитель А Получатель В Ya Ya=aXamodp Yb=axbmodp Yb 1 \ ^ L=i Ka=(Ybf modp Kb=(Yafbmod L l~l || П ГЧ— 1=" u-l 1— 1 LJ LJ LJ l-J I—I I—I I—I LJ / ХЬ - секретное Xa - секретное \ Сеансовые / число число \ ключи p- простое число Посредник С Рис. 4.30. Протокол передачи ключа по незащищенному каналу Глава 4. Криптографические методы защиты информации ния подлинности и не должно иметь информации о сеансовых ключах, которыми об мениваются корреспонденты А и В. Такая ситуация соответствует обмену ключами по незащищенному каналу связи (рис. 4.30).

Существующий протокол передачи ключа по незащищенному каналу использует ся, как правило, для разделения процедур подтверждения подлинности и распределе ния ключей. С этой целью посредник С выбирает несекретные числа а и р, снабжает ими корреспондентов А и В (число р — простое число).

Функционирование протокола происходит в следующей последовательности.

Пользователь А выбирает секретное число ХА и вычисляет уА. Пользователь В выби рает секретное число ХВ и вычисляет уВ. После этого пользователи А и В обменива ются вычисленными числами уА и уВ. Далее пользователи А и В самостоятельно вы числяют ключи КА и KB, которые в дальнейшем используются ими в качестве сеансового ключа, и в силу того, выполняется условие — КА = КВ.

Электронная почта Раньше электронный обмен информацией в стране ограничивался государствен ными и исследовательскими организациями. В этой среде защита электронного обме на сообщениями не представляла серьезной проблемы. Сегодня в компьютерных се тях электронная почта и другие виды электронного обмена являются важными компонентами современного бизнеса. В связи с этим возрастают требования к обеспе чению информационной безопасности финансовых и коммерческих сделок, личной тайны, конфиденциальных данных, передаваемых по сети.

Сейчас вряд ли кто задумывается о том, как же работает электронная почта. Элек тронная почта (Electronic mail, E-mail) — до сих пор остается одним из самых распро страненных и дешевых средств обмена информацией во всех странах мира. Считается, что в мире имеется более 50 млн пользователей электронной почты. Сейчас предста вить себе работу или просто общение без электронной почты иногда просто невоз можно. Она упрощает общение, деловое партнерство или рассылку интересующей информации. И хотя уже существует много других таких Internet-сервисов, как голо совая почта, Internet-телефония или им подобные, но тем не менее стандартная старая добрая и хорошо всем знакомая электронная почта живет. Это вполне естественно, поскольку речь здесь идет просто о передаче порции информации, в подавляющем большинстве случаев текстовой. Это дешевле, чем звонить в другую страну по теле фону или использовать голосовую почту, когда объем передаваемой информации на несколько порядков ниже. На самом деле доказывать, что почта хороша и удобна, нет смысла, поскольку всем это понятно и так.

Электронная почта является одним из самых первых сервисов, которые были со зданы в Internet. Как и другие сервисы, электронная почта использует в качестве базы протокол IP для передачи информации. Сам же протокол передачи почты называется SMTP и почтовые программы работают уже непосредственно с ним. Это протокол более высокого уровня и, следовательно, более сложный. Важным различием являет ся то, что почта работает непосредственно с пользователями в системе, что наклады вает дополнительные требования к защите почтовых систем.

384...

: :

Принцип работы электронной почты очень похож на работу обычной почты. С ее помощью можно посылать сообщения, получать их в свой электронный почтовый ящик, отвечать на письма корреспондентов автоматически, используя их адреса, рассылать копии письма сразу нескольким абонентам, переправлять полученное письмо по дру гому адресу, создавать несколько подразделов почтового ящика, включать в письма текстовые, аудио- и графические файлы.

Для того чтобы этот обмен информацией между двумя, по крайней мере, абонен тами состоялся, необходимо написать послание и, указав адрес, опустить в почто вый ящик, откуда письмо неминуемо попадет на почтовый узел. Если указанный ад рес соответствует общепринятым стандартам, то через некоторое время почтальон положит его в почтовый ящик адресата. Далее абонент вскроет послание, и — обмен информацией состоялся. Чтобы ускорить этот процесс, мы поднимаем телефонную трубку, набираем телефонный номер и, если произойдет правильное соединение, то наш абонент услышит то, что мы хотим ему передать. Если абонент не отвечает или его номер занят, придется повторить процедуру еще раз (возможно и несколько раз), сожалея о том, что на это тратится драгоценное время. Исследования показали, что, несмотря на почти мгновенный доступ к телефонной связи, около 75% телефонных вызовов заканчиваются безуспешно. Очень часто нужного абонента просто нет на месте.

Основная привлекательность электронной почты — это быстрота ее работы. Она имеет ту же скорость доступа, что и телефон, но не требует одновременного присут ствия обоих абонентов на разных концах телефонной линии, она оставляет письмен ную копию послания, которое может быть сохранено или передано дальше. Более того, письмо одновременно может быть послано нескольким абонентам. Используя услуги современной электронной почты, можно передавать не только письменные сообще ния, а информацию любого рода: фотографии, видео, программы и т. д. И все это га рантированно пересылается в любую точку земного шара за несколько минут.

Принцип функционирования электронной почты Система современной электронной почты состоит из трех основных компонентов:

Q пользовательского агента (User Agent);

G транспортного агента (Transfer Agent);

Q доставочного агента (Delivery Agent).

Программы, которые предоставляют пользователям возможность читать и состав лять почтовые сообщения, называются пользовательскими агентами. Примеры таких программ — Internet Mail в Windows 95, Netscape, Pine, команда mail в UNIX и многие другие.

Самым первым пользовательским агентом была программа /bin/mail, разработан ная в лаборатории AT&T. Сейчас применяются несколько программ этого класса. Кроме того, существуют пользовательские агенты с графическим интерфейсом пользовате ля. Существует также стандарт, определяющий включение в почтовые сообщения объек тов мультимедиа. Он называется MIME (Multipurpose Internet Mail Extensions) — многоцелевые расширения электронной почты для Internet. Данный стандарт поддер живают многие пользовательские агенты.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Пользовательский агент формирует письмо: позволяет написать его текст, присое динить файлы, указать тему письма и все адреса.

Затем письмо передается транспортному агенту — наиболее сложной и важной части почтовой системы. Это программы, которые принимают почту от пользователь ского агента, интерпретируют адреса пользователей и переправляют почту на соот ветствующие компьютеры для последующей доставки. Кроме этого, транспортный агент принимает входящую почту от других транспортных агентов. Транспортный агент отрабатывает протокол SMTP (Simple Mail Transport Protocol) — простой протокол транспортировки почты.

Дойдя до машины второго пользователя, письмо при помощи транспортного агента этой машины передается доставочному агенту (Delivery Agent), который принимает по чту от транспортного агента, доставляет ее соответствующим пользователям и отвечает за формирование MailBox пользователя. Обычно MailBox — это файл, где последователь но хранятся все приходящие письма. Почта может доставляться конкретному лицу, в спи сок рассылки, в файл, в программу и т. п. Для обслуживания получателей каждого типа необходим отдельный агент mail — доставочный агент локальных пользователей. На этом работа почтовой системы заканчивается. Из MailBox почта читается почтовыми клиента ми (например Netscape), но к работе самой системы это уже отношения не имеет.

Для пересылки любой, в том числе и обычной почты, необходимо знать адрес (нельзя писать письмо «На деревню. Дедушке.»). Это относится и к электронной почте.

В системе электронной почты адресация бывает двух видов:

Q маршрутно-зависимая;

О маршрутно-независимая.

При использовании первого способа адресации отправитель должен указать про межуточные машины (пункты), через которые должно пройти сообщение, чтобы попасть в пункт назначения и быть доставленным адресату. В адресе второго вида просто указывается пункт назначения. При этом UUCP-адреса являются маршрутно зависимыми, а Internet-адреса от маршрута не зависят.

UUCP-адрес состоит из списка машин (радиоэлектронного оборудования), через которые должно пройти сообщение на пути к пункту назначения. Элементы списка разделяют восклицательными знаками. Например, в электронно-почтовом UUCP-ад ресе: mcvax!uunet!ucbvax!hao!boulder!lair!evi — пунктом назначения является машина lair, а получатель — абонент evi. Каждая машина в цепочке имеет непосредственное UUCP-соединение с машинами, которые находятся в сети до и после нее. Например, машина ucbvax должна иметь соединения с машинами hao и uunet. Цепочки UUCP адресов бывают очень длинными, но теперь, когда широко используется Internet, на стоящие громадины увидишь очень редко. Когда электронная почта строилась в ос новном на базе UUCP, администраторы вынуждены были помнить список компьютеров на довольно больших участках базовой сети UUCP. В формате электронной Interne почты адрес, приведенный выше, будет иметь вид evi@lair.

Электронно-почтовый Internet-адрес имеет следующий формат:

пользователь@машина, где знак @ отделяет имя пользователя от обозначения машины.

Рассмотрим в качестве примера адрес электронной почты. Этот адрес (рис. 4.31) содержит идентификатор абонента и сведения о его местоположении. В нашем случае П Зак Идентификатор абонента домен savspD@stells«spb,.rir поддомен ru - домен верхнего уровня ^ ер spb.ru - домен второго уровня stells.spb.ru - домен третьего уровня о < Рис. 4.31. Формат почтового Internet-адреса идентификатор абонента — savspb. В качестве идентификатора используются имена, фамилии, псевдонимы, очень часто они составляются из начальных букв фамилии, имени, отчества абонента.

То, что стоит справа от знака @, называется доменом и однозначно описывает ме стонахождение абонента. Домен состоит из составных частей, которые разделяются точками. Самая правая часть домена — это домен верхнего уровня, который, как пра вило, обозначает код страны адресата. Код страны утвержден международным стан дартом ISO- В нашем случае используется код Российской Федерации — ш. Однако в качестве домена верхнего уровня может фигурировать и обозначение сети. Например, в США, где существуют сети, объединяющие высшие учебные заведения или прави тельственные организации, в качестве доменов верхнего уровня используются сокра щения edu — Educational institutions (например, cs.berkeley.edu), gov — Government institutions и др.

Следующая составная часть домена — поддомен является однозначно Определяе мым внутри домена верхнего уровня. Нетрудно догадаться (по аналогии с обычным письмом), что после кода страны должен следовать код города — spb в нашем случае однозначно определяет код Санкт-Петербурга. Совокупность составных частей доме на spb.ru называется доменом второго уровня. Аббревиатуры домена второго уровня определяются в соответствии с правилами, принятыми доменом верхнего уровня.

Домен третьего уровня — stels.spb.ru. В нашем случае домен третьего уровня вклю чает в себя название фирмы Stels. Правила образования имен внутри доменов третье го уровня — это личное дело доменов второго уровня.

Кроме идентификаторов абонентов, в системе электронной почты используются почтовые псевдонимы, которые позволяют системному администратору и отдельным пользователям переадресовывать почту. Ими можно пользоваться для задания спис ков рассылки (которые включают нескольких получателей), для пересылки почты между компьютерами и для того, чтобы к пользователям можно было обращаться по несколь ким именам. Помимо списков пользователей, псевдонимы могут обозначать:

О файл, содержащий список адресов;

Q файл, в который должны добавляться сообщения;

G команду, на вход которой должны передаваться сообщения.

Псевдонимы могут быть определены:

Q в файле конфигурации пользовательского агента;

О в общесистемном файле псевдонимов /etc/aliases;

Глава 4. Криптографические методы защиты информации l_J в пользовательском файле пересылки ~/.forward.

Сначала система электронной почты ищет псевдонимы в файле конфигурации пользовательского агента, затем в файле aliases и наконец в пользовательском файле пересылки.

Вот несколько примеров переадресации почты с помощью псевдонимов, опреде ленных в файле aliases:

stels: savspb;

savspb: stels@mailhub;

autors: savspb,som,avit,trent.

В первой строке указано, что почту, поступающую на имя stels, следует доставлять пользователю savspb на локальный компьютер. Во второй, что всю почту, поступаю щую на имя savspb, следует доставлять на компьютер mailhub. И, наконец, третья строка определяет, что почту, адресованную authors, следует доставлять пользовате лям savspb, som, avit и trent. Поддерживается рекурсия, поэтому почта, посланная на имя stels, в конце концов, попадает по адресу savspb@mailhub.

Чтобы электронное письмо дошло до адресата, необходимо его оформить в соот ветствии с международными стандартами и написать стандартизованный почтовый электронный адрес. Общепринятый формат послания определяется документом под названием «Standard for the Format of ARPA — Internet Text messages», сокращенно — Request for Comment или RFC822. Этот формат определяет, что электронное посла ние должно состоять из текста самого письма и заголовка, который приписывается в начале сообщения. Заголовок отделяется от текста пустой строкой и содержит несколь ко строчек необходимой информации об этом сообщении: дату отправления, адрес, обратный адрес, тему сообщения и т. д. Каждая из строк заголовка имеет вид: назва ние: текст. Бывает несколько видов строк заголовка. Не все они обязательно должны присутствовать. Некоторые строки почтовые службы добавляют автоматически.

(Received: Date:), другие задает сам автор письма (То:, Subject:).

Само письмо состоит из двух частей: заголовка и тела письма. Для системы основ ным является заголовок, для пользователей — тело письма. Заголовок содержит све дения об авторе письма, о получателях, времени создания. Заголовок также пополня ется по мере прохождения письма через сеть, в него заносится информация о том, в какое время письмо проходило и через какие компьютеры. За заголовком следует пу стая линия, отделяющая тело письма. В теле прописываются такие важные парамет ры, как кодировка текста письма, тип присоединенных файлов и некоторые другие.

В отличие от многих иных сервисов, письма передаются по сети целиком, но не в том смысле, что одним большим IP-пакетом, а в том, что все пакеты, содержащие письмо, собираются на каждом передающем компьютере. Система передачи полностью анало гична обычному роутингу сетевых пакетов. Для нее применяются записи так называе мого Mail eXchanger (MX), которые содержат информацию о том, куда в зависимости от адреса получателя требуется направлять письмо. Так в целом происходит работа почтовых систем.

Рассмотрим пример почтового сообщения:

Received: by avg386.kiae.su;

Thu, 20 Dec 90 13:51:59 MSK 388, | Received: byjumbo.kiae.su;

Thu, 20 Dec 90 12:52:17 MSK Received: from CS.ORST.EDU by fuug.fi with SMTP id AA15539 (5.65+ЛОА-1.3. for avg@kiae.su);

Thu, 20 Dec 90 08:19:05 + Received: from jacobs.CS.ORST.EDU by CS.ORST.EDU (5.59/1.15) id AA19981;

Wed, 19 Dec 90 22:19:59 PST Received: by jacobs.CS.ORST.EDU (5.54/1.14) id AA02240;

Wed, 19 Dec 90 23:19: MST Date: Wed, 19 Dec 90 23:19:35 MST From: Harry Brooks Message-Id: <9012200619.AA02240@jacobs.CS.ORST.EDU> To: avg@kiae.su Subject: Re: Новое ПО Status: RO Привет! Вышли мне описание твоей новой программы.

Received: — это отметка о прохождении через некоторое электронное устрой ство (своеобразный почтовый штемпель). Количество таких отметок (строчек) пока зывает, через сколько машин прошло сообщение, чтобы достигнуть адресата. При этом каждая из машин обозначает, когда сообщение проходило через нее (ставит штемпель).

Date: — дата и время отправления письма;

они указываются в стандартном фор мате, поскольку большинство почтовых систем умеют сортировать сообщения по времени.

From: — имя отправителя и обратный адрес, который выделен угловыми скобками.

Message-Id: — внутренний уникальный, единственный в мире идентификатор со общения, который присваивается почтовой службой отправителя каждому письму. Его можно использовать как исходящий номер для ссылок на письмо.

То: — адрес получателя.

Subject: — тема сообщения. Пометка Re: в этой строке обозначает, что сообщение является ответом (от слова reply) на другое сообщение. У исходного сообщения и у ответа строка Subject: одна и та же. Для ответа почтовая служба автоматически берет тему из исходного сообщения. Это удобно, когда идет длинный разговор на одну тему.

Вы сможете потребовать, чтобы почтовая служба отсортировала сообщения по те мам, и освежить в памяти предыдущие фразы этого разговора. В этой строке, состав ляя сообщение, желательно указывать короткое название, но как можно более инфор мативное. Сообщение под заголовком вроде «А помнишь, как-то раз ты мне говорила...» не всякий станет читать.

Status: — статус сообщения;

почтовая служба помечает для себя прочитанное со общение, чтобы второй раз не предложить его как новое.

Само послание — как правило, текстовый файл произвольной формы. При переда че нетекстовых данных (исполняемой программы, графической информации) сообще ние перекодируется соответствующими программными средствами. Ввести текст со общения, сформировать заголовок можно одним из редакторов сообщений для электронной почты.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Характеристика почтовых программ Для работы с электронной почтой широко используются программы:

Q Eudora;

О Microsoft Exchange;

Q Internet Mail;

Q Outlook Express;

Q NETCOMplete;

Q Netscape Messenger;

Q Pegasus Mail;

Q SendMail;

a PostFix;

a Qmail.

Eudora — одна из наиболее распространенных и зависимых от Internet программ.

Она может работать с подключением через сеть или удаленный доступ по протоколам РРР и SLIP, а также как программа чтения почты в автономном режиме, полученной для учетной записи интерактивного доступа к оболочке Unix. Большинство наиболее полезных команд Eudora доступны через меню Message.

Программа MS Exchange стала распространяться совместно с операционной сис темой Windows 95.

С выпуском Office 97 фирмой Microsoft началось распространение новой, улучшен ной программы электронной почты — Outlook. Упрощенная и очень удобная в исполь зовании версия Outlook, названная Outlook Express, входит в комплект поставки новой версии браузера Internet Explorer 4.0 компании Microsoft. В отличие от программы Outlook Express, которая предназначена только для обработки сообщений электронной почты и групп новостей, Outlook — комплексная программа, позволяющая проводить обсуждения, составлять расписания, сотрудничать с другими пользователями и т. д.

Internet Mail (она часто распространяется вместе с родственной ей программой Microsoft Internet News или входит в пакет Internet Explorer 3.0) была первой програм мой Microsoft, действительно нацеленной на Internet. При установке Internet Explorer 4.0 она заменяется программой Outlook Express.

Outlook Express может работать с почтой, передаваемой Internet, локальной сетью и MSN. Запустить эту программу можно двойным щелчком на соответствующей пик тограмме Рабочего стола.

Программный пакет NETCOMplete (бывшая NetCruiser) был разработан компани ей фирмой Netcom как для Windows, так и для Macintosh. Он имеет собственную по чтовую программу, однако позволяет пользователю работать также и в «посторон них» программах, таких как Eudora, Internet Mail или Pegasus.

Компания Netscape разработала полнофункциональную почтовую программу Netscape Messenger, которая является переработанной версией Netscape Mail.

Pegasus Mail — это широко распространенная почтовая программа, работающая в сетях и через соединения удаленного доступа к Internet.

SendMail — самая первая программа, которая появилась для работы с почтой во всех разновидностях UNIX и соответственно в Linux. Сама программа поставляется бесплатно в виде исходного кода, поэтому перед установкой ее необходимо скомпилировать. Програм 390 _:

± ;

:

ма довольно старая, она уязвима с точки зрения защиты, как минимум, по двум причинам.

Во-первых, программа не имеет модульной структуры и потому ее исходный код весьма громоздкий. Поскольку она одномодульная, то ничего нового к приведенной выше схеме не добавляется. Во-вторых, хотя программа старая и не всегда надежная, ею пользуются при мерно 79% систем. То есть, если какая-то дыра обнаруживается, это делает уязвимым ог ромное число компьютеров. По мнению многих администраторов ceTeft,SendMail отживает свое и на смену ей приходят другие, изначально лучше продуманные программы.

Программа PostFix разрабатывалась как альтернатива программе SendMail. Эта программа распространяется бесплатно, поэтому ею пользуются многие. Она совме стима с SendMail: поддерживает директории и файлы, стандартные для SendMail. Про грамма PostFix имеет модульную структуру, каждый модуль запускается независимо от главного, что позволяет не исполнять все части от имени root. Более того, для вы полнения какой-то незначительной операции не нужно запускать весь процесс, доста точно запустить ту часть, которая за это отвечает. За счет использования модулей уменьшаются затраты памяти и сокращается время работы. Для обработки писем су ществуют четыре очереди: maildrop, incoming, active и deferred.

В очередь maildrop попадают письма, уходящие с этого компьютера. Оттуда они пе редаются в очередь incoming. В нее же попадают все письма с внешних компьютеров.

Основная обработка происходит в очередях active и deferred. Active представляет собой письма, обрабатываемые в данный момент. В случае проблем письма не удаляются, а передаются в очередь deferred. Обработка подразумевает определение дальнейшего пути следования письма. Важным свойством этой системы является контроль за соединени ем с соседними машинами, чтобы гарантировать отсутствие перегрузок системы, ска жем, из-за слишком большого числа соединений. Еще один вопрос, который проработан в PostFix гораздо лучше, чем в SendMail, — это защита. Лучшая защита обеспечивается за счет модульности, исполнения критических кусков кода в среде, отделенной коман дой chroot, и многих других приемов, которые либо просто не применяются, либо по структуре принципиально не подходят программе SendMail.

Конфигурация системы хотя и является сложной, но все же весьма упрощена бла годаря программе postconf, позволяющей более-менее наглядно устанавливать новые значения параметров. Существует возможность изменять не все настройки подряд, а только какую-то группу, например параметры, относящиеся к пересылке писем. Ос новным является файл main.cf. Конечно, его можно редактировать и вручную, но в этом нет особого смысла.

Система QMail является альтернативой программе SendMail и конкурентом программе PostFix. Основные проблемы, которые эта система позволяет решать (в отличие от SendMail), — те же, что и PostFix, то есть модульность, безопасность, удобство настройки.

В какой-то мере QMail и PostFix похожи. QMail также бесплатно поставляется в виде исход ного кода. Программа QMail предлагает новый формат почтовых ящиков, называемый MailDir. Данный формат позволяет решать некоторые проблемы, которые возникали при работе со старым форматом mbox в критических ситуациях, таких как сбой программы, сбой системного времени или некорректная работа почтовых клиентов, читающих почту.

Как видим, существует много программ для работы с электронной почтой и вели кое множество путей прохождения электронных сообщений от отправителя до полу чателя. Особый интерес представляет сервисное обслуживание электронной почты.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Сервисное обслуживание электронной почты Такой сервис электронной почты, как немедленный обмен сообщениями IM (Instant Messaging), достаточно популярен в современных сетях. Однако реализация прило жений на базе IM требует защиты трафика сообщений в случае выполнения следую щих задач:

О идентификация;

О разделение файлов;

Q отказ в обслуживании.

Если удаленные корпоративные пользователи могут быть надежно идентифициро ваны, то этого нельзя гарантировать в отношении удаленных (и потенциально неизве стных) пользователей систем обмена сообщениями. Уже было несколько случаев хакерских атак на популярные системы обмена сообщениями, когда они персонифи цировали собой сотни пользователей.

Разделение файлов — эта часто имеющаяся у приложений ТМ возможность, позволяет удаленным пользователям пересылать произвольные файлы на локальный хост по тому же самому соединению, что и график обмена сообщениями. Такие файлы могут быть ис полняемыми и часто используются для распространения червей и троянских коней.

Отказ в обслуживании DoS (Denial of Service) связан с тем, что для поддержки приложений IM администратору часто приходится открывать произвольный диапазон портов на брандмауэре, которые могут быть использованы для проведения атак DoS.

Определенный скептицизм в отношении защиты IM состоит в том, что сеть не зас луживает доверия и что информация может подвергнуться перлюстрации и злонаме ренной модификации со стороны злоумышленников. В связи с этим для IM могут быть выделены три опасности:

Q подсматривание (stalking);

Q подделка (spoofing);

Q спам (spamming).

Подсматривание — это перехват данных IM при их передаче по Internet с целью определения местонахождения сети участника обмена в реальном времени. В настоя щее время соответствующие организации работают над необходимыми протоколами контроля доступа и обеспечения невидимости.

Подделка — изменение данных сообщения, а также подмена имени (имперсонифи кация) отправителя. Достоверность сообщения и отправителя можно обеспечить за счет использования надежных идентификационных и криптографических дайджестов сообщений.

Спам — получение сорных сообщений, борьба с которыми — общая проблема для мира асинхронного обмена сообщениями. Задача состоит в создании набора правил доставки для блокирования сорных сообщений.

Рассмотрим еще один новый сервис сети — систему унифицированного обмена сообщениями (Unified Messaging, UM). Наверное, вам приходилось сталкиваться со следующей рекламой услуг (часто бесплатных): «Факсимильные, голосовые, пейджин говые, сотовые и электронные сообщения в одном легко доступном почтовом ящике Internet!». Предпосылка проста: использовать повсеместность Internet для доступа к нескольким разновидностям сообщений с помощью единого метода, часто на базе Web.

392.. :

Системы унифицированного обмена сообщениями имеют двоякую цель: получе ние доступа к сообщениям из любой точки и сокращение расходов на связь за счет извлечения сообщений из «универсального почтового ящика» с использованием име ющихся локальных бюджетов доступа в Internet.

Нет сомнения, что мечты об унифицированном почтовом ящике вскоре станут реаль ностью, однако эта концепция таит зловещие последствия для корпоративной защиты.

В настоящее время стандартов на UM практически нет. Их отсутствие вынуждает производителей предлагать собственные нестандартные решения. В свою очередь это усложняет защиту всех протоколов, особенно для тех унифицированных сервисов, где применяется несколько методов сбора сообщений.

Возьмем, к примеру, ситуацию, когда отдел кадров посылает вам факс с условиями вашего грядущего повышения (включая информацию об окладе и предоставляемых акциях). Если даже отправитель пользуется (относительно) закрытой средой, то сам факс может быть помещен в нешифруемый цифровой почтовый ящик на узле провай дера. Хотя аналоговые голосовые сообщения оцифровываются для их извлечения с помощью электронной почты Internet, это еще не означает, что они шифруются. На пример, факс из соседнего отдела может просто храниться в одном из широко распро страненных графических форматов (TIFF, JPG и т. п.).

При отсутствии ясных и исчерпывающих протоколов защиты, охватывающих все технологии доступа UM, следует все данные рассматривать как «чрезвычайно конфи денциальные». Если ваша политика защиты предусматривает одинаковый подход ко всем данным UM, то с ними нужно обращаться так, как если бы они были наиболее важными и наименее защищенными. Некоторые сообщения в результате могут ока заться зашифрованными дважды, но это небольшая плата по сравнению с возможны ми последствиями.

Способы информационной защиты электронной почты Секретные агенты в голливудских боевиках все больше предпочитают электрон ную почту обычной. Между тем, рассылка деловых писем или личных сообщений по электронной почте совершенно не добавляет им секретности. Для простоты представь те, что детали сделки или подробности своей интимной жизни вы посылаете на от крытке, которую могут прочитать все желающие. По оценкам экспертов, лишь одно из ста писем удовлетворяет требованиям безопасности. При этом не думайте, что вы станете объектом внимания, только если займете высокий пост или заработаете не сколько миллионов долларов. Системный администратор вашей компании, например, может беспрепятственно просматривать личную почту на предмет соблюдения секре тов фирмы или просто из любопытства. Кроме этого существует еще много Способов, если уж не вскрыть вашу почту, то по крайней мере ее испортить или не дать достиг нуть адресата. Рассмотрим, что может угрожать электронной почте.

Наиболее очевидным следствием полномасштабной реализации обмена сообще ниями является необходимость управлять его информационным наполнением. Если надежность источника и содержания факсимильного документа и голосовой почты не вызывает сомнения, то борьба за обеспечение целостности сообщений электронной почты продолжается.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Решение задач управления информационным наполнением считается успешным при соблюдении:

Q конфиденциальности;

Q целостности.

Обеспечить конфиденциальность обмена электронной почтой просто только тео ретически;

при практической реализации — это весьма трудная задача, в том числе и с точки зрения управления.

Недавние инциденты с вирусами Melissa и Love Bug продемонстрировали реаль ную угрозу: сегодня в глобальной сети Internet один вирус может поразить миллионы хостов практически по всему миру.

Несмотря на глобальный характер угрозы, защита должна быть организована ло кально, и бдительный администратор сети должен подготовить продуманный план за щиты. Большинство предприятий имеет брандмауэры с поддержкой анализа информа ционного наполнения (с активными фильтрами для выявления известных вирусов), однако они абсолютно не надежны, как о том свидетельствует недавний всплеск атак с применением троянских коней.

Помимо активного мониторинга, администратор защиты может подготовиться к вирусным атакам на электронную почту, приняв следующие меры:

Q обеспечить оперативное информирование пользователей при обнаружении ата ки;

О использовать адаптивную фильтрацию подозрительной почты;

О периодически информировать пользователей об изменениях в политике защиты и обращении с вирусами, включая процедуру оповещения об инцидентах;

Q внедрить адекватные процедуры резервного копирования и восстановления дан ных.

Обеспечение оперативного информирования, как только атака будет обнаружена, должно включать широковещательную рассылку предупреждений как традиционны ми, так и электронными средствами, развешивание объявлений, указание корпоратив ного URL, где пользователи могут найти информацию, предоставление четких крат ких инструкций, как поступать с вирусом, указание координат ответственного сотрудника отдела информационных систем. Однако возможные последствия инци дента не следует преувеличивать, но и не стоит притуплять чувство опасности, так как это может иметь отрицательные последствия в случае чрезвычайной вирусной уг розы.

С помощью адаптивной фильтрации подозрительной почты во время последних инцидентов в большинстве компаний смогли отфильтровывать как входящие, так и исходящие сообщения со словами «I Love You» в теме сообщения (фирменный знак этих вирусов). Кроме того, сообщения рекомендуется ограничивать по размеру, по крайней мере, на первое время после обнаружения опасности. Это поможет воспре пятствовать распространению сомнительных вложений, таких, как исполняемые фай лы. Порог в 5 кбайт является достаточным.

Благодаря периодическому информированию пользователей об изменениях в по литике защиты и обращении с вирусами, включая процедуру оповещения об инциден тах, можно заранее дать пользователям инструкции, как вести себя в случае атаки.

Кроме того, их следует проинструктировать относительно необходимости регулярно 394......

го обновления файлов с сигнатурами вирусов. Наконец, пользователей было бы не плохо научить отличать реальные вирусы от их имитаций.

Внедрение адекватных процедур резервного копирования и восстановления дан ных необходимо на случай применения вирусов, которые не используют макросы или исполняемые файлы для проникновения в систему. Такие атаки часто заставляют пользователей удалить все сообщения из почтового ящика или, возможно даже, содер жимое всего жесткого диска. Общие сетевые разделы позволяют централизовать ре зервное копирование, однако эти диски должны быть тщательно разграничены между собой, чтобы вирусы не распространялись дальше.

Защита от вирусов и троянских коней составляет отдельную самостоятельную за дачу, однако настоящую опасность представляют менее явные угрозы: кража интел лектуальной собственности, снижение продуктивности и даже ответственность за не правомочное использование корпоративных ресурсов. Система анализа информационного наполнения — один из множества инструментов, который следует реализовывать для соблюдения политики компании в отношении электронной почты.

Все методы извлечения информации должны быть защищенными. Выполните ана лиз защиты всех методов сбора сообщений и периодически проверяйте каждую среду доступа (включая беспроводную и телефонную связь). К примеру, еще в 1997 году шифровальщик Брюс Шнайер (из Counterpane Lab) обнаружил «дыру» в технологии шифрования, используемой в цифровых сотовых телефонах.

Не следует применять нестандартные или новые технологии, в них может быть множество «дыр». Стандартные протоколы необходимо постоянно испытывать на предмет надежности защиты, в результате чего они становятся эффективнее.

Самый очевидный выход из создавшегося положения — шифрование. Почему же этот способ не получил распространения, и все письма в Internet не кодируются авто матически? В первую очередь, из-за наличия разных стандартов. Два наиболее попу лярных способа шифрования — S/MIME (Secure Multipurpose Internet Mail Extension) и PGP (Pretty Good Privacy) — несовместимы друг с другом.

Тем не менее, секретное электронное письмо не только шифруют, но и заверяют цифровой подписью. Таким образом, вы совершенно точно будете знать, от кого имен но это письмо, что его содержание не было изменено и, более того, не было прочита но. Защита сообщения происходит с помощью двух цифровых комбинаций, называе мых личным и открытым ключами. Личный ключ хранится на вашем компьютере, и никто кроме вас доступа к нему не имеет. Открытый ключ общедоступен, например, на вашей домашней странице.

Вы пишете письмо другу и шифруете его своим секретным ключом. Друг расшиф ровывает его с помощью вашего открытого ключа. Таким образом, он уверен, что пись мо прислали именно вы и что его содержание не подменили, так как шифрующий ключ есть только у вас. Но такое сообщение еще можно перехватить и прочитать. Для пол ной защиты вам необходимо поверх шифровки собственным ключом зашифровать письмо открытым ключом вашего друга. Тогда он будет единственным, кто может про читать сообщение.

Вероятность расшифровки и подмены подобного письма очень мала. Правда, появ ляется необходимость регулярно проверять актуальность чужих ключей — не были ли они изменены или скомпрометированы (например, украдены). Для этого служат Глава 4. Криптографические методы защиты информации компании, подтверждающие актуальность ключа. К тому же вы вправе потребовать от подобной компании цифровой ключ, подтверждаемый другой компанией, и т. д. По добная иерархия компаний, подтверждающих ключи друг друга, с самой авторитетной компанией наверху реализована в протоколе S/MIME. PGP использует для этих же целей Сеть доверия (Web of Trust), состоящую из общих друзей и знакомых.

Очевидно, что ввиду расширения использования электронного обмена сообщения ми в бизнесе этот сервис должен быть также надежным и защищенным. Однако, буду чи, наверное, самым распространенным сетевым приложением, электронный обмен сообщениями часто является и самым незащищенным.

Как правило, если только обмен не происходит по частной сети или VPN, един ственный способ гарантировать конфиденциальность состоит в шифровании сообще ния на рабочей станции отправителя и последующей ее дешифровки на станции полу чателя.

Для достижения этой цели предлагаются, по крайней мере, три конкурирующих подхода, каждый на базе соответствующих протоколов. Первый подход опирается на Secure/MIME (S/MIME) компании RSA Security. Это расширение протокола кодиро вания MIME. S/MIME стал форматом де-факто для двоичных мультимедийных вложе ний в электронные сообщения. Хотя первый протокол S/MIME был разработан RSA, текущая версия S/MIME базируется на спецификации IETF (RFC 2632,2633 и 2634) и, таким образом, представляет собой открытый стандарт.

Благодаря включению сообщений в формате стандарта на криптографию с откры тыми ключами PKCS7 (Public Key Cryptography Standart #7) в тело MIMI протокол S/ MIME позволяет получателю идентифицировать личность отправителя с помощью шифрования с открытыми ключами. При таком подходе подпись сообщения просто сравнивается с открытым ключом отправителя.

S/MIME — наиболее широко распространенный способ сквозной защиты информа ционного наполнения. Он пользуется поддержкой основных поставщиков протоколов для обмена сообщениями, включая Microsoft, Lotus, Netscape (Communications и Novell).

Второй подход к обеспечению конфиденциальности электронной почты (Pretty Good Privacy, PGP) был предложен Филиппом Циммерманом в виде бесплатного инстру ментария для UNIX, однако впоследствии его коммерческой реализацией занялась Network Associates, и теперь PGP доступен и для платформ Windows и Macintosh.

Хотя PGP мог применяться к составным вложениям сам по себе, имеющиеся пред ложения ориентируются на MIME как на структуру информационного наполнения и поэтому называются PGP/MIME. Кроме того, IETF в настоящее время работает над открытой версией PGP, называемой OpenPGP.

Как и S/MIME, спецификация PGP предполагает шифрование сообщений с исполь зованием симметричного ключа (один и тот же ключ применяют как для шифрования, так и для дешифровки данных), после чего он присоединяется к сообщению и шифру ется с помощью технологии с открытыми ключами. Это исключает необходимость шифрования текста сообщения посредством открытого ключа — весьма медленного процесса.

Однако в отличие от S/MIME, технология PGP не предусматривает иерархичес кого распространения (и подписи) открытых ключей. Вместо этого PGP опирается на концепцию «паутины доверия», в соответствии с которой пользователь получает 396.

: :

открытые ключи надежными средствами (например, лично) и затем самостоятельно решает относительно принятия других ключей, подписанных теми же доверенными уполномоченными. Такой механизм прост для реализации на корпоративном уров не, но ему недостает масштабируемости иерархических PKI (Public-key Infrastructure).

Третий подход составляет совокупность РЕМ (Privacy Enhanced Mai!) и MOSS (MIME Object Security Services). Задуманный еще в 1993 году, протокол РЕМ стал первой попыткой защитить обмен электронной почтой;

он был опубликован IETF в качестве проекта стандарта в RFC 1421,1422,1423 и 1424. Однако его существенным недостатком была неспособность обрабатывать восьмибитовые текстовые сообщения (что необходимо для мультимедийных вложений), поэтому спецификация MOSS и была предложена в качестве замены РЕМ.

На сегодняшний день и РЕМ, и MOSS остаются, однако, высокоуровневыми спе цификациями;

мало кто прилагает усилия для достижения совместимости между кон курирующими реализациями. Стандарты на защиту обмена сообщениями продолжа ют совершенствоваться, а тем временем уже начинают постепенно вырисовываться наилучшие способы защиты.

У компьютерной отрасли есть вполне обоснованная надежда, что реально совмес тимая модель защиты появится в скором будущем и будет она столь же зрелая, как и сами почтовые транспортные протоколы.

Фантастически быстрый успех многих компаний, предлагающих новые техноло гии для Internet, связан, как правило, с изобретением нового Web-сервиса, полезность которого для широкой аудитории настолько очевидна, что число его пользователей достигает десятков миллионов человек. Так было, в частности, с бесплатной регистра цией почтовых адресов в Hotmail. Для работы с подобными системами не требуется никакого клиентского программного обеспечения, кроме браузера, абоненты не при вязаны жестко к своему провайдеру и могут пользоваться электронной почтой в лю бом месте, оборудованном Web-терминалом. Несмотря на очевидные достоинства, одна важная проблема не решена и здесь. Речь идет о защищенности передаваемой коррес понденции от посторонних глаз.

Сложность задачи заключается не в алгоритмах шифрования, которые известны и достаточно хорошо проработаны, а в организации удобной работы с ключами, в пре одолении строгих юридических рогаток и, самое главное, в завоевании доверия клиен та. Хорошо известно, что в США установлены очень жесткие ограничения на экспорт стойких средств шифрования, за смягчение которых борются не только защитники прав и свобод человека, но и ведущие производители прикладных информационных систем, потому что их продукция теряет свою конкурентоспособность на мировом рынке. ФБР и ЦРУ лоббируют принятие законов, регламентирующих предоставление государственным органам по решению суда секретных ключей, выданных клиентам уполномоченными на это организациями. И хотя приводимые аргументы (борьба с терроризмом и контроль над государствами, не признающими решений мирового со общества) выглядят убедительно, не только преступники, но и законопослушные субъекты хотели бы иметь дополнительные гарантии сохранения конфиденциальнос ти своей корреспонденции.

Поддержка всеми современными браузерами протокола SSL (Secure Socket Layer), обеспечивающего шифрование данных в процессе их передачи из одного узла в дру Глава 4. Криптографические методы защиты информации гой, проблемы не решает, т. к. после этого почтовые сообщения хранятся на серверах в незашифрованном виде.

В ZipLip.com пошли по простому пути: переданное с помощью SSL сообщение не дешифруется и хранится на почтовом сервере до тех пор, пока за ним не обратится получатель. Соответствующий ключ генерируется на основе фразы-пароля, которая должна быть заранее известна и отправителю, и получателю. Поскольку шифрование происходит на сервере, находящемся на территории США, экспортные ограничения не нарушаются, и длина ключа может быть любой. С другой стороны, из-за того что ключ хранится вместе с зашифрованным сообщением, получить доступ к нему могут не только представители ФБР, но и сотрудники ZipLip. Таким образом, в этом случае все сводится к проблеме доверия.

В основе решения HushMail лежит более изощренный подход. Поскольку оно ба зируется на технологии Java (JVM 1.5.5 и более поздние редакции), в качестве почто вых клиентов можно использовать лишь достаточно свежие версии Web-браузеров:

Netscape Navigator (начиная с версии 4.04) и Internet Explorer (начиная с версии 4.5).

Благодаря применению средств шифрования с открытым ключом корреспонденты не обязаны знать и помнить чужие пароли. На разных этапах используются симметрич ные и несимметричные алгоритмы шифрования. Напомним, что при симметричном шифровании один и тот же ключ служит как для кодирования, так и для декодирова ния, а при несимметричном — кодирование осуществляется открытым ключом, а де кодирование — секретным, Специалисты Hush Communications приложили немало усилий, чтобы, с одной сто роны, максимально упростить процедуру генерации ключей, а с другой — сделать их недоступными для посторонних лиц (в том числе и государственных органов) без раз решения владельца. При этом многие правовые коллизии были решены столь тонко, что представитель ФБР был вынужден признать легитимность системы HushMail, по сетовав на то, что она выводит передаваемую корреспонденцию из под юридического контроля.

При регистрации пользователя в HushMail пара ключей (открытый и секретный) генерируется непосредственно на его клиентской машине. Для этого туда загружает ся специальный Java-апплет, который предлагает пользователю случайным образом поманипулировать мышью, а затем на основе зафиксированной и рандомизированной последовательности координат формирует пару ключей (длиной 1024 бит). Сообще ние шифруется специальным апплетом, пересылаемым с сервера HushMail на браузер клиента. Понимая, что строгие судьи могут квалифицировать загрузку апплета как некую форму незаконного экспорта криптографического программного обеспечения, Hush Communications разместила свой сервер за пределами США (по разным сведе ниям, в Канаде или на расположенном в Карибском бассейне острове Ангвилла). Кро ме того, сами апплеты были разработаны гражданами Ангвиллы — своеобразной про граммистской оффшорной зоны с весьма мягким законодательством в отношении средств шифрования.

Открытый ключ пересылается на сервер HushMail, откуда он автоматически выда ется другому клиенту системы HushMail, написавшему секретное письмо данному пользователю. Таким образом, в конфиденциальной переписке могут принимать учас тие лишь зарегистрированные пользователи HushMail.

398.

;

:

В описанной конфигурации, когда секретный ключ хранится на компьютере пользо вателя, компания Hush Communications вообще не имеет никакого доступа к секрет ным ключам своих клиентов и поэтому будет не способна их выдать кому-либо даже при наличии официальной судебной санкции. Однако в этом случае теряется одно из главных преимуществ Web-почтовых систем: возможность получения и пересылки корреспонденции с любого компьютера, подключенного к Internet.

Указанная проблема решается следующим образом. Еще на этапе регистрации ап гшет предлагает пользователю задать достаточно длинную фразу-пароль, которую тот должен хорошо запомнить. На основе пароля генерируется симметричный 128-раз рядный ключ, с помощью которого секретный ключ шифруется и отправляется на хра нение на сервер HushMail. Теперь, независимо от местонахождения, вы можете под ключиться к HushMail и загрузить с сервера свой дополнительно зашифрованный секретный пароль.

Далее все повторяется в обратном порядке: апплет просит вас ввести фразу-па роль, генерирует на ее основе тот же самый 128-разрядный симметричный ключ, рас шифровывает секретный пароль, а уже с его помощью — зашифрованное письмо. Ре альная процедура организована немного сложнее: пара ключей (открытый/секретный) используется для кодирования не самого письма, а одноразового симметричного 128 разрядного ключа, с помощью которого шифруется письмо, но это не принципиально.

Итак, все потенциально опасные для пользователя операции — генерация ключей, шифрование и декодирование сообщений — осуществляются на его клиентской ма шине вдали от сервера HushMail. Сообщения и секретные ключи хранятся на нем в зашифрованном виде и не могут быть вскрыты без фразы-пароля. Тем самым специа листы Hush Communications лишний раз хотят убедить всех в том, что защита коррес понденции обеспечивается не их «клятвами», а объективной изоляцией критически важных ключей.

Протоколы аутентификации в компьютерных сетях Протоколы аутентификации пользователей Существует два основных вида протоколов аутентификации в компьютерных се тях:

О аутентификация пользователя;

Q аутентификация данных.

Аутентификация пользователя представляет собой процесс подтверждения его подлинности с помощью предъявляемого им аутентификатора.

Аутентификатор, в свою очередь, — это средство аутентификации, характеризую щее отличительный признак пользователя. В качестве аутентификатора в компьютер ных сетях обычно используются пароль и биометрические данные пользователя (от печатки пальцев, рисунок сетчатки глаза, тембр).

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Регистрация пользователя ^ „ Запрос пароля Пользователь ЛВС Регистрация пароля „_., Допуск к работе Рис. 4.32. Схема аутентификации пользователя с простым паролем Пароль представляет собой кодовое слово в буквенной, цифровой или буквенно цифровой форме, которое вводится в компьютер перед началом диалога.

В современных компьютерных сетях каждый пользователь снабжается паролем и идентификатором с целью подтверждения подлинности пользователя для допуска его к работе в сети. В связи с этим разрабатываются протоколы аутентификации пользо вателей. Наиболее простые из них формируются с использованием простых паролей или изменяющихся паролей из созданного списка паролей.

Суть протокола аутентификации пользователя с простым паролем заключается в следующем (рис. 4.32). В начале сеанса работы пользователь передает в компьютер ную сеть свой идентификатор и регистрируется. После этого сеть запрашивает его пароль. Он отправляет пароль в компьютерную сеть, где и происходит регистрация пароля. Если идентификатор в компьютерной сети зарегистрирован, а пароль верен, то пользователь допускается к работе в сети.

Данный протокол аутентификации пользователя является наиболее простым и слабо защищенным от злоумышленника. Идентификаторы пользователей не представляют большого секрета среди своих сотрудников, а пароль может узнать другой пользова тель, имеющий больше прав доступа.

Протокол аутентификации пользователя на основе списка паролей более защищен от злоумышленника, так как применяется список паролей, изменяющихся в соответ ствии с порядковым номером вхождения в компьютерную сеть. При этом пользова тель и сеть обладают списком паролей. Суть работы данного протокола заключается в следующем (рис. 433). При первом вхождении в компьютерную сеть пользователь передает ей свой идентификатор. Сеть запрашивает первый пароль из списка паролей.

Последний в соответствии со списком паролей выбирает первый пароль и отправляет его в компьютерную сеть, после чего, если пароль правильный, получает разрешение на допуск к работе. В случае повторного запроса на допуск к работе из списка паролей выбирается второй пароль и т. д.

Среди недостатков данного протокола следует отметить необходимость запоми нать длинный список паролей, а также неопределенность выбора пароля при сбоях в линиях связи.

Регистрация пользователя Запрос 1-го пароля Регистрация 1-го пароля Допуск к работе Рис. 4.33. Схема аутентификации пользователя на основе списка паролей 400 ^ Аутентификация данных — это процесс подтверждения подлинности данных, предъявленных в электронной форме. Данные могут существовать в виде сообщений, файлов, аутентификаторов пользователей и т. д. В настоящее время аутентификация данных в компьютерных сетях основана на использовании электронно-цифровой под писи (ЭЦП). Рассмотрим более подробно принципы использования ЭЦП в компью терных сетях.

Необходимость использования электронной цифровой подписи В чем же состоит определение подлинности (аутентификация) информации? Прежде всего в установке того факта, что полученная информация была передана подписав шим ее отправителем, и что она при этом не искажена. ' Сегодня нетрудно констатировать, что электронные технологии идут вперед с го ловокружительной скоростью. Словосочетание «электронная цифровая подпись» ста ло уже привычным. А еще сравнительно недавно пользователи с большим недоверием относились к электронным документам, считая, что подделать их проще, чем доку менты на бумажном носителе.

Собственноручная подпись под документом с давних пор используется людьми в качестве доказательства, что человек, подписавший данный документ, ознакомился с ним и согласен с его содержанием. Почему же подпись заслужила такое доверие?

Основные причины этого заключаются в следующем:

Q подлинность подписи можно проверить (ее присутствие в документе позволяет убедиться, действительно ли он был подписан человеком, который обладает правом ставить эту подпись);

G подпись нельзя подделать (подлинная подпись является доказательством того, что именно тот человек, которому она принадлежит, поставил эту подпись под документом);

О подпись, которая уже стоит под одним документом, не может быть использова на еще раз для подписания второго документа (подпись — неотъемлемая часть документа и ее нельзя перенести в другой документ);

Q подписанный документ не подлежит никаким изменениям;

Q от подписи невозможно отречься (тот, кто поставил подпись, не может впослед ствии заявить, что он не подписывал этот документ).

На самом деле, ни одно из перечисленных свойств подписи полностью, на все 100%, не выполняется. В нашем современном криминальном обществе подписи подделыва ют и копируют, от них отрекаются, а в уже подписанные документы вносят произволь ные изменения. Однако люди вынуждены мириться с недостатками, присущими под писи, поскольку мошеннические трюки с подписями проделывать не просто и шансы быть пойманными у мошенников достаточно велики.

Проблему электронной подписи можно было бы решить путем создания сложных считывающих устройств, разлагающих подпись на бумаге на элементы, переводящих эти элементы в цифровой код и на приемном конце производить операцию проверки подлинности, сверяя полученный цифровой код с хранящимся образцом. Такие техни ческие средства уже используются, но, в основном, для защиты от несанкционирован Глава 4. Криптографические методы защиты информации ного доступа, где пользователь ставит свою подпись и в его присутствии происходит сверка. Совсем иначе обстоят дела, если документ послан по почте. При этом возни кает трудная проблема: подписанный документ можно перехватить и изменить или полностью заменить, и к поддельному документу «приклеить» подпись, «отрезанную» от подлинного.

Попытка использовать подпись в компьютерных файлах сопряжена с еще больши ми трудностями по тем причинам, что:

Q любой файл можно скопировать вместе с имеющейся в нем подписью;

Q после подписания в файл можно внести любые изменения, которые в принципе не поддаются обнаружению.

Эти недостатки устраняются при использовании электронной цифровой подписи, позволяющей заменить при безбумажном электронном документообороте традици онные печать и подпись. Она не имеет ничего общего с последовательностью симво лов, соответствующих печати или подписи, приписанной к документу. При построе нии цифровой подписи вместо обычной связи между печатью или рукописной подписью и листом бумаги выступает сложная зависимость между документом, секретным и общедоступным (открытым) ключами, а также цифровой подписью. Невозможность подделки электронной цифровой подписи обусловлена очень большим объемом мате матических вычислений.

Эта подпись может иметь вполне читаемый, «буквенный» вид, но чаще она пред ставлена в виде последовательности произвольных символов. Цифровая подпись мо жет храниться вместе с документом, например, стоять в его начале или конце, либо в отдельном файле. Естественно, что в последнем случае при проверке подписи необхо димо располагать как самим документом, так и файлом, содержащим подпись.

Чего мы хотим от электронной цифровой подписи и чем она лучше обычной? Элек тронная цифровая подпись — это средство, позволяющее на основе использования криптографических методов определить авторство и подлинность документа. При этом электронная цифровая подпись имеет следующие преимущества:

Q возможность идентификации принадлежности подписи на основе объективных показателей;

О высокая защищенность от подделки;

Q жесткая связь с подписываемым документом.

Если первые два условия еще можно как-то реализовать для традиционной подпи си, то третье выполняется только в случае применения электронной цифровой подпи си. Ведь она представляет собой специальный зашифрованный код, присоединяемый к электронному сообщению. Это еще и один из самых перспективных способов аутен тификации и установления доверительных связей на рынке электронной коммерции.

Но до сих пор не существует единого мнения о том, какой способ шифрования наилуч ший и как организовать сети, где используются цифровые подписи. Но и в случае при менения цифровой подписи существуют «подводные камни», угрожающие электрон ным документам.

Рассмотрим возможные угрозы (виды злоумышленных действий), которые нано сят существенный ущерб развитию электронного документооборота. Они подрывают доверие к компьютерной технологии визирования документов. При обмене электрон ными документами (рис. 4.34) существуют следующие виды злоумышленных действий:

Q отказ от авторства или от факта получения документа;

Q модификация документа;

Отказ от авторства сообщения U подмена документа;

Q активный перехват;

Q подмена имени («маскарад»);

Q повторная рассылка доку ментов.

В случае отказа от авторства Отказ от факта получения пользователь А заявляет, что не сообщения посылал документ пользователю В, хотя на самом деле послал. При модификации документа пользова тель А сам изменяет полученный документ и утверждает, что имен но таким получил его от пользова теля В. Когда пользователь В фор мирует документ и заявляет, что В получил его от пользователя А, Модификация документа имеет место подмена документа.

Если злоумышленник подключил ся к сети, он активно перехватыва ет информацию и вносит в нее из менения. В ситуации, когда пользователь С посылает документ не от своего имени, а от имени пользователя А, имеет место под Активный перехват мена имени или так называемый «маскарад». При повторной рас сылке документов пользователь С повторяет посылку документа, ко торый пользователь А ранее по Подмена имени или времени отправления слал пользователю В. Для этого, чтобы исключить возможность по добных злоумышленных действий, и придумали электронную цифро вую подпись.

При выборе алгоритма и техно логии аутентификации необходимо 2 4 3 предусмотреть надежную защиту от всех перечисленных видов зло Повторная рассылка документов умышленных действий. Однако в Рис. 4.34. Виды злоумышленных действий с рамках классической (одноключе электронными документами вой) криптографии защититься от угроз всех этих видов трудно, по Глава 4. Криптографические методы защиты информации скольку имеется принципиальная возможность злоумышленных действий одной из сторон, владеющих секретным ключом.

Никто не может помешать пользователю, например, создать любой документ, за шифровать его с помощью имеющегося ключа, общего для двух пользователей, а по том заявить, что он получил этот документ от него.

Значительно эффективнее работают схемы, основанные на использовании двухклю чевой криптографии. В этом случае каждый передающий пользователь имеет свой сек ретный ключ, а у всех других пользователей есть несекретные открытые ключи пере дающих абонентов. Эти открытые ключи можно трактовать как набор проверочных соотношений, позволяющих судить об истинности подписи передающего пользовате ля, но не позволяющих восстановить секретный ключ подписи. Передающий пользо ватель несет единоличную ответственность за свой секретный ключ. Никто, кроме него, не в состоянии сформировать корректную подпись. Секретный ключ передающего пользователя можно рассматривать как его личную печать, и ее владелец должен вся чески ограничивать доступ к ней.

Таким образом, электронная цифровая подпись представляет собой некое доста точно длинное число, полученное в результате преобразования электронного образа защищаемого документа с использованием секретного (личного) ключа отправителя.

Любой может проверить стоящую под документом электронную цифровую подпись при помощи соответствующих преобразований с использованием опять-таки элект ронного образа документа, открытого (публичного) ключа отправителя и собственно значения ЭЦП. Открытый и секретный ключи однозначно связаны между собой, одна ко невозможно вычислить секретный ключ по открытому. Точнее, если формулиро вать совсем строго, то пока не найдено алгоритмов, позволяющих сделать такие вы числения за приемлемое время с учетом современного уровня развития техники и используемой длины ключей.

Криптостойкость цифровой подписи должна обеспечивать трудность ее подделки любым человеком, не имеющим доступа к секретному ключу. Причем трудоемкость подделки должна быть велика как для совершенно постороннего пользователя, так и для участника данной сети и не зависеть от числа подписанных документов, перехва ченных злоумышленником. Кроме того, на нее не должно влиять то, что у злоумыш ленника есть возможность готовить документы «на подпись» отправителю. Причем должна обеспечиваться соответствующая защита от несанкционированного доступа к хранящемуся секретному «образцу подписи».

Реализация цифровой подписи Чтобы поставить цифровую подпись под конкретным документом, необходимо проделать довольно большой объем вычислений. Эти действия осуществляются в два этапа:

О генерация ключей;

Q подписание документа.

При использовании несимметричного шифрования, а именно его и применяют для цифровой подписи, каждый абонент, обладающий правом подписи, самостоятельно на своем компьютере формирует два ключа подписи: секретный (собственный) и открытый (общий).

Закрытый ключ отправителя Г**-°1 |010101100/ f***!

Вася! ' sJRarafl Сообщение >t Цифровая подпись Алгоритм Несимметричное генерации *\ @#$@#$@#@ > НАВСаЬсАВС| шифрование дайджеста Дайджест Рис. 4.35. Реализация ЭЦП Секретный ключ применяют для выработки подписи (рис. 4.35). Только секретный ключ гарантирует невозможность подделки злоумышленником документа и цифро вой подписи от имени заверяющего. Никто, кроме владельца, не сможет сформиро вать ЭЦП под документом. Зато любой может проверить (с помощью доступного всем открытого ключа), что документ подписал именно владелец и что документ не иска жен (так как значение ЭЦП зависит и от содержимого документа). Логичное след ствие состоит в том, что невозможно просто перенести ЭЦП с одного документа на другой (по аналогии с ксерокопированием или сканированием обычной подписи на бумажном документе или использованием факсимиле). Таким образом, можно ска зать, что электронная цифровая подпись является реквизитом данного конкретного электронного документа.

Открытый ключ вычисляется как значение некоторой функции от секретного, но знание открытого ключа не дает возможности определить секретный ключ. Открытый ключ можно опубликовать и использовать для проверки подлинности документа и цифровой подписи, а также для предупреждения мошенничества со стороны заверяю щего в виде отказа его от подписи документа. Открытым ключом можно пользоваться только в том случае, если известны его подлинность и авторство, которые подтверж даются сертификатом. Поэтому во избежание подделки или внесения искажений, об мен и хранение открытых ключей должны осуществляться в защищенном виде. Для этого можно использовать секретный канал связи или в открытом канале связи сред ства электронной цифровой подписи, а при работе со средствами криптографической защиты необходимо контролировать целостность справочника открытых ключей.

Открытые ключи всех участников обмена информацией должны быть доступны всем для возможности проверки ЭЦП. То есть их можно размещать на серверах, пере давать по радио, писать на заборах и публиковать в колонке частных объявлений в газете.

Естественно, говорить об этом с уверенностью можно только в том случае, если генерацию ключей производил сам владелец ключа либо (если он не располагает соот ветствующей техникой) удостоверяющий центр в его присутствии. В этой связи вызы вает недоумение практика, распространенная в некоторых системах, когда организа тор системы генерирует ключи заранее, а потом раздает пользователям.

На первом этапе для каждого абонента генерируют пару ключей — секретный и открытый, которые связаны между собой с помощью особого математического соот ношения. Открытый ключ следует рассматривать как необходимый инструмент, по Глава 4. Криптографические методы защиты информации зволяющий определить автора подписи и достоверность электронного документа, но не позволяющий вычислить секретный ключ.

Возможны два варианта проведения этого этапа. Естественным представляется вариант, когда генерацию ключей абонент может осуществлять самостоятельно. Не исключено, однако, что в определенных ситуациях эту функцию целесообразно пере дать центру, который будет вырабатывать пары «секретный-открытый» ключ для або нентов и заниматься их распространением. Второй вариант имеет целый ряд преиму ществ административного характера, однако обладает принципиальным недостатком — у абонента нет гарантии, что его личный секретный ключ уникален. Другими слова ми, можно сказать, что здесь все абоненты находятся «под колпаком» центра и он может подделать любую подпись.

Первый вариант заключается в том, что пользователь передает сам свой открытый ключ всем, с кем собирается вести переписку. По очевидным причинам он технически сложен (не со всеми можно встретиться лично, невозможно заранее предусмотреть всех адресатов).

Второй вариант заключается в создании центра сертификации (Certificate Authority).

В качестве такого центра выбирают человека, которому все доверяют и с которым хотя бы один раз могут встретиться лично либо имеют надежный (т. е. не допускаю щий искажений/подделок) канал связи. После выбора такого лица все участники обме на генерируют свои пары ключей и, прихватив свой открытый ключ, выстраиваются в очередь к центру сертификации, который за умеренную плату удостоверяет личность пришедшего и подписывает его открытый ключ своим секретным ключом.

Кроме собственно открытого ключа, в блок подписываемых данных входят допол нительные сведения: имя владельца, другие идентифицирующие данные, сроки дей ствия ключа, перечень информационных систем, в которых допустимо его использо вать и др. Все это вместе (открытый ключ, блок данных и ЭЦП) называется сертификатом открытого ключа.

Владелец ключа получает на руки сертификат и открытый ключ центра. Теперь он просто счастлив — центр удостоверил принадлежность ключа ему (поэтому в Законе об ЭЦП данные центры именуются удостоверяющими центрами). Поскольку другие участ ники системы также получают вместе с сертификатом копию открытого ключа центра (получают лично), они могут удостовериться в принадлежности любого открытого клю ча, не встречаясь лично с его владельцем, потому что теперь при установлении связи пользователи обмениваются не просто открытыми ключами, а сертификатами. Так, к почти строгому математическому механизму ЭЦП добавился организационный.

Таким образом, каждому пользователю, обладающему правом подписи, необходи мо иметь лишь один секретный ключ и справочник регистрационных записей откры тых ключей абонентов сети. Если у пользователя нет права подписи, но в процессе работы ему необходимо проверять подписи, проставленные под документами, он дол жен иметь лишь справочник открытых ключей. Для формирования справочника суще ствует несколько возможностей. Например, список открытых ключей может форми роваться в «центре» (выделенный пользователь, обладающий особыми полномочиями).

«Центр» получает готовую регистрационную карточку открытого ключа абонента, формирует справочник открытых ключей, рассылает абонентам сети и контролирует его целостность и истинность.

406.

Системы цифровой подписи организуются внутри инфраструктуры открытого ключа PKI (Public Key Infrastructure), которая поддерживается уполномоченным по серти фикатам. Он отвечает за выдачу ключей и гарантирует подлинность сертификатов.

Базовые правила для каждой сети цифровой подписи должны быть тщательно про работаны. К примеру, необходимо определить, какой метод шифрования будет исполь зоваться, кто будет выступать в роли уполномоченного по сертификатам.

Математические схемы, используемые в алгоритмах, реализующих цифровую под пись, основаны на однонаправленных функциях. Гипотеза о существовании односто ронних функций является одним из результатов теории сложности и теории функций.

Напомним, что односторонней называется функция, определенная (например) на мно жестве натуральных чисел и не требующая для вычисления своего значения больших вычислительных ресурсов. Но вычисление обратной функции (то есть по известному значению функции восстановить аргумент) оказывается невозможно теоретически или (в крайнем случае) вычислительно.

Строгого доказательства существования односторонних функций пока нет. Поэто му все используемые в настоящее время хэш-функции являются лишь кандидатами в односторонние функции, хотя и имеют достаточно хорошие свойства. Основными свой ствами криптографически надежной хэш-функции являются:

Q рассеивание;

Q стойкость к коллизиям;

Q необратимость.

Свойство рассеивания требует, чтобы минимальные изменения текста, подлежа щего хэшированию, вызывали максимальные изменения значения хэш-функции. К та ким изменениям относятся вставки, выбросы, перестановки и т. п.

Коллизией хэш-функции называется ситуация, когда два различных текста (вне за висимости от длины) могут иметь одинаковые хэш-функции. Значение хэш-функции всегда имеет фиксированную длину, а на длину исходного текста не накладывается никаких ограничений. Из этого следует, что коллизии существуют. Требование стой кости к коллизиям обозначает, что для криптографически надежной хэш-функции для заданного текста вычислительно невозможно найти другой текст, вызывающий колли зию. Иными словами, вероятность того, что значения хэш-функции двух различных документов совпадут, должна быть ничтожно мала.

Свойство необратимости заключается в том, что задача подбора документа, кото рый обладал бы требуемым значением хэш-функции, вычислительно неразрешима.

Для данной функции нельзя вычислить, какие два исходные сообщения могут генери ровать одно и то же хэш-значение, поскольку хэш-значения двух 256-битных докумен тов могут совпасть лишь в одном из 2256 (1077) случаев.

При подписании прежде всего документ «сжимают» до нескольких десятков или сотен байт с помощью хэш-функции. Здесь термин «сжатие» вовсе не аналогичен тер мину «архивирование». После архивирования информация может быть восстановле на. Значение же хэш-функции лишь только зависит от документа, но не позволяет восстановить сам документ.

Если к полученному хэш-значению применяется некоторое математическое пре образование (шифрование секретным ключом), то на выходе и получается цифровая подпись документа.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Размер собственно ЭЦП довольно велик, например, для ГОСТ Р 34.10-11.94 он равен 64-м байтам. После добавления служебной информации (порядка 50—200 байт в зависимости от реализации) эта величина существенно возрастает. Поскольку алго ритмы вычисления ЭЦП используют сложные алгебраические преобразования и явля ются сравнительно медленными, то для крупных центров обработки, где суточный объем электронных баз данных составляет величину порядка 50 000—60 000 шт., вре менные затраты на вычисление и проверку ЭЦП становятся значительными и заметно влияют на производительность системы в целом.

Процедура проверки подписи Проверка подписи происходит в два этапа: вычисление хэш-функции документа и собственно математические вычисления, предусмотренные в данном алгоритме под писи, т. е. проверка того или иного соотношения, связывающего хэш-функцию доку мента, подпись под этим документом и открытый ключ абонента. Если требуемое со отношение выполнено, то подпись признается правильной, а сам документ — подлинным, в противоположном случае документ считается измененным, а подпись под ним — недействительной (рис. 4.36).

Проверяющий подпись должен располагать открытым ключом пользователя, поста вившего подпись. Этот ключ должен быть аутентифицирован, то есть проверяющий дол жен быть полностью уверен, что данный открытый ключ принадлежит именно тому, кто выдает себя за его «хозяина». В случае, когда пользователи самостоятельно обменивают ся ключами, эта уверенность может подкрепляться по телефону, личным контактом или любым другим способом. Когда же они работают в сети с выделенным центром, открытые ключи пользователей подписываются (сертифицируются) центром, и непосредственный контакт пользователей между собой (при передаче или подтверждении подлинности клю чей) заменяется на контакт каждого из них с сертификационным центром.

Для разрешения споров между отправителем и получателем информации, связан ных с возможностью искажения открытого ключа подписи, достоверная копия этого Сгенерированный дайджест сообщений Алгоритм генерации дайджеста Сообщение Цифровая подпись Несимметричное расшифрование Расшифрованный дайджест сообщений |010101100/ Открытый ключ отправителя Рис. 4.36. Процедура проверки подписи ключа может быть выдана третьей стороне (арбитру) и применена им при возникнове нии конфликта. Предъявляя контролеру открытый ключ — значение некоторой функ ции, вычисляемое с помощью секретного ключа, пользователь косвенным образом доказывает, что обладает секретным, но это еще не позволяет ему самому сменить свой номер в сети или выработать подпись под номером другого пользователя. Неко торые из них могут только проверять подписанные другими сообщения, другие (назо вем их пользователями с правом подписи) могут как проверять, так и самостоятельно подписывать сообщения. Кроме того, бывают случаи, когда кто-либо может ставить свою цифровую подпись только в качестве второй подписи после подписи определен ного пользователя (начальника, например);

это не меняет существа дела.

Юридическая правомочность использования аналогов собственноручной подписи (разновидностью каковых и является ЭЦП) декларирована в Гражданском кодексе.

Конечно же, наши респектабельные фирмы и банк заключили между собой соответ ствующие договоры, в которых стороны признают, что подписанные ЭЦП документы имеют такую же юридическую силу, что и документы на бумажном носителе, подпи санные обычной подписью и заверенные печатью. В этом же договоре стороны опре деляют, при помощи какого именно программного обеспечения или аппаратуры будет формироваться ЭЦП, порядок его использования (организационные и технические меры безопасности) и, самое главное, порядок разрешения конфликтных ситуаций.

Применительно к ЭЦП разновидностей конфликтных ситуаций не так много:

О отказ от авторства сообщения (я это не писал/не посылал);

О отказ от факта приема сообщения (я этого не получал);

Q оспаривание времени приема/отправки сообщения.

Возникновение двух последних ситуаций предотвращается изначально продуман ным протоколом обмена сообщениями между абонентами. Во-первых, к каждому со общению перед подписанием прикрепляется отметка времени. Во-вторых, на каждое полученное сообщение получатель отправляет подписанное ЭЦП подтверждение о его приеме. Отправитель, в свою очередь, получив подтверждение, отправляет подпи санную ЭЦП квитанцию. Таким образом, на каждый акт информационного обмена приходится 3 посылки, что, конечно же, избыточно, однако позволяет избежать упо мянутых выше проблем (естественно, обе стороны ведут в течение оговоренного вре мени архивы принятых/посланных сообщений с ЭЦП).

Во многих случаях трехшаговое общение позволяет легко разрешить и ситуацию с отказом от авторства. Эта ситуация также должна быть предусмотрена в договоре и, во избежание недоразумений, должна быть расписана по шагам: как формируется ко миссия (сроки, число членов с обеих сторон, необходимость привлечения независи мых экспертов), порядок установки с эталонной копии средств проверки, формальные признаки, по которым осуществляется проверка, порядок оформления результатов.

Не следует забывать и о сохранении копий сертификатов открытых ключей в удосто веряющем центре в течение необходимого срока, определяемого договором между участниками обмена. Естественно, срок хранения должен быть не менее исковой дав ности, определенной Гражданским кодексом или иными правовыми актами для данно го вида договорных отношений.

Основными применяемыми на сегодняшний день алгоритмами, реализующими хэш функции, являются MD2, MD4, MD5, SHA и его вариант SHA1, российский алго Глава 4. Криптографические методы защиты информации ритм, описываемый стандартом ГОСТ Р 34.11-94. Наиболее часто используются MD5, SHA1 и 34.11 в России. Длина значения хэш-функции различна. Типичная длина со ставляет 16—32 байта.

Существует много математических схем подписи, наиболее известные из которых:

G RSA (R.L.Rivest, A.Shamir, L.Adleman) назван по первым буквам фамилий авто ров;

Q OSS (H.Ong, C.P.Schnorr, A.Shamir);

О Эль-Гамаля (T.ElGamal);

О Рабина (M.Rabin);

Q Шнорра (С. P. Schnorr);

Q Окамото-Сараиси (T.Okamoto, A.Shiraishi);

Q Мацумото — Имаи (T.Matsumoto, H.Imai);

G схемы с использованием эллиптических кривых и др.

В схемах RSA, Рабина, Эль-Гамаля и. Шнорра трудность подделки подписи обус ловлена вычислительной сложностью задач факторизации или дискретного логариф мирования. Среди схем, предложенных отечественными учеными, можно отметить оригинальную схему А. А. Грушо (1992 г.). Ее однонаправленная функция, в отличие от перечисленных выше, основана не на сложности теоретико-числовых задач, а на сложности решения систем нелинейных булевых уравнений. На базе перечисленных выше схем подписи созданы стандарты на ЭЦП. Стандарт — это достаточно подроб ное описание алгоритмов, по которым вычисляется и проверяется подпись.

В принятых стандартах на цифровую подпись США и России (DSS — Digital Signature Standard, ГОСТы Р 34.10-94 и Р 34.11-94) используются специально создан ные алгоритмы. В основу этих алгоритмов положены схемы Эль-Гамаля и Шнорра.

Федеральный стандарт цифровой подписи DSS, который был впервые опубликован в 1991 году в США, описывает систему цифровой подписи DSA (Digital Signature Algorithm). Этот алгоритм разработан Агентством Национальной Безопасности США и принят в качестве стандарта цифровой подписи Национальным Институтом Стан дартов и Технологии. Алгоритм использует метод шифрования с открытым ключом и является основой всей электронной коммерции, обеспечивая конфиденциальность и достоверность передаваемых по Internet данных. Длина подписи в системе DSA со ставляет 320 бит. Надежность всего стандарта основана на практической неразреши мости задачи вычисления дискретного логарифма. Однако, к сожалению, сегодня этот алгоритм уже не имеет достаточного временного запаса по нераскрываемости (10— 20 лет). Прореха скрывается в несовершенстве подпрограммы генерации псевдослу чайных чисел. Вместо того чтобы вычислять разные цифры с равной вероятностью, она выбирает числа из некоторого диапазона. Этот недостаток цифровой подписи за метно облегчает ее взлом с использованием современных суперкомпьютеров.

В России «Закон об электронной цифровой подписи» принят Государственной ду мой 21 ноября 2001 года. В нем установлена права и обязанности обладателя цифро вой подписи, указаны сертификаты ключа, выдаваемые удостоверяющим центром, определены состав сведений, содержащихся в сертификате ключа, срок и порядок его хранения и т. д.

У нас в стране выработка и проверка электронной цифровой подписи производятся на основе отечественного алгоритма криптопреобразования ГОСТ 28147-89. Данная процедура предусматривает использование двух различных ключей криптографичес кого алгоритма отечественного стандарта. Этими ключами одновременно владеет толь ко отправитель, который и подписывает сообщение. Кроме того, предполагается на личие двух независимых центров доверия (Центр 1 и Центр 2), которым доверяют все пользователи данной системы электронной цифровой подписи.

Кроме того, в России приняты стандарты: ГОСТ Р 34.10-94 «Процедуры выработ ки и проверки электронной цифровой подписи на базе асимметричного криптографи ческого алгоритма» и ГОСТ Р 34.11-94 «Функция хэширования». В основу ГОСТ Р 34.10-94 положена однонаправленная функция, основанная на дискретном возведе нии в степень. Можно быть вполне уверенным, что алгоритм из стандарта ГОСТ Р 34.10-94 обладает высокой криптографической стойкостью.

Пользователи Internet используют в качестве основы своей системы ЭЦП извест ный пакет программ PGP, созданный под руководством Филиппа Зиммерманна. К ос новным преимуществам данного пакета, выделяющим его среди других аналогичных продуктов, относятся:

Q открытость;

Q стойкость;

Q бесплатность;

G поддержка различных моделей распределения ключей;

Q удобство программного интерфейса.

Открытость основана на том, что доступен исходный код всех версий программ PGP. Любой эксперт может убедиться, что в программе криптоалгоритмы реализова ны эффективно. Для повышения стойкости криптоалгоритма применяются ключи до статочно большой длины. Пакет поддерживает как централизованную модель (через серверы ключей), так и децентрализованную модель (через сеть доверия) распределе ния ключей.

Однако, несмотря на то что пакет свободно распространяется по сетям, это не оз начает, что его можно легко и доверительно использовать — существует патентное законодательство. Кроме того, в этих программах обнаружено несколько закладок (в частности, против систем, построенных на основе пакета программ PGP), при по мощи которых были подделаны электронные документы.

В марте 2001 года два чешских криптолога объявили, что ими была обнаружена «дыра» в самой популярной программе шифрования электронных посланий — PGP.

Ошибку обнаружили при изучении надежности электронной подписи в открытом фор мате OpenPGP, широко используемом сейчас для присылки сообщений.

Это уже второй случай обнаружения в PGP «дыры» для несанкционированного доступа к зашифрованным сообщениям. Предполагается, однако, что на этот раз дело обстоит несколько серьезнее, чем в случае с возможностью добавлять к открытому ключу дополнительный ключ ADK (Additional Decryption Key) и таким образом де шифровать данные. Как известно, чтобы воспользоваться этой программной ошибкой, необходимо сначала получить доступ к передаваемому сообщения компьютеру либо напрямую, либо через Internet. Обнаруженное уязвимое место в программе не дает возможности взлома кода, который до сих пор считается достаточно надежным, но открывает пути доступа, позволяющие мошеннику украсть у пользователя один из ключей.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Подчеркнем, что под стандартом на электронную подпись понимается только стан дарт на криптографический алгоритм. Многие существенные детали в стандарте не оговорены (например, способ распространения открытых ключей, способ генерации псевдослучайных чисел и др.)- Это, вообще говоря, может привести к тому, что раз ные средства, осуществляющие функции ЭЦП (каждое из которых соответствует стан дарту!), окажутся несовместимыми между собой.

Новый отечественный стандарт на ЭЦП В 2001 году на конференции, проводившейся Ассоциацией документальной элект росвязи и представителями ФАПСИ, было официально объявлено об утверждении нового стандарта на электронную цифровую подпись. Этот стандарт, основанный на методе эллиптических кривых, вступает в силу с 1 июля 2002 года. Он придет на сме ну тому стандарту, который используется сейчас и который мы рассматривали выше.

Новый стандарт будет иметь тот же номер, что и старый, за исключением того, что изменятся лишь цифры, обозначающие год.

Все ранее сертифицированные криптографические системы, использующие старый стандарт, сохранят свои сертификаты до конца срока их действия. Для всех новых или вновь сертифицируемых систем новый стандарт будет обязательным.

Ввод в действие нового стандарта связан с тем, что по словам гендиректора ФАПСИ, действующий стандарт уже к 2003 году не будет обеспечивать достаточный уровень защиты. И хотя для подделки одной ЭЦП, соответствующей старому ГОСТу, сегодня требуется около 10 лет работы 10 000 компьютеров, он же и существенно увеличивает длину обрабатываемых сообщений (в российском алгоритме использу ются очень длинные ключи).

Проблему криптостойкости существующего стандарта можно было бы решить, увеличив длину шифровального ключа подписи, однако это приведет к неоправдан ным затратам и увеличению длительности обработки. Поэтому в новой редакции стан дарта и используется математика эллиптических кривых.

Сегодня работа стандартов ЭЦП основана, в основном, на:

Q классической математике;

О эллиптических кривых, использующих теорию алгебраических чисел.

Если первый подход уже давно известен, то второй метод подразумевает более короткий ключ, при этом процедуры обоснования его надежности сложнее, поскольку экспертов в области эллиптических кривых гораздо меньше, чем специалистов по те ории чисел. Ключи в алгоритме с использованием эллиптических кривых могут быть созданы в 100 раз быстрее и занимают гораздо меньше места, чем ключи в алгоритме RSA.

Совсем недавно для оценки криптостойкости алгоритма, основанного на методе эллиптических кривых, были предприняты попытки взлома шифра с 97-битным клю чом. Эта задача, поставленная Французским национальным институтом информатики (INRIA), была решена командой энтузиастов под руководством ирландского матема тика Роберта Харли (Robert Harley). Для этого потребовались 40-дневные объединен ные усилия 195 добровольцев из 20 стран и 740 независимых компьютеров. По словам Роберта Харли, решить задачу шифрования с 97-битным дискретным алгоритмом на основе эллиптических кривых труднее, чем взломать 512-битный несимметричный шифр RSA, который сегодня является промышленным стандартом.

Несколько позднее канадской компанией Certicom, занимающейся вопросами шиф рования, которая хотела привлечь исследователей к тестированию уровня защиты, обеспечиваемого алгоритмом ЕСС (Elliptic Curve Cryptography), было инициировано исследование, посвященное анализу уже 109-разрядного ключа. Эта задача, получив шая известность под кодовым наименованием ЕСС2К. 108, была решена с помощью распределенной сети, включающей большое число компьютеров. В ее решении приня ли участие 1300 человек из 40 стран, перебиравшие всевозможные комбинации клю чей до тех пор, пока не был обнаружен искомый. Исходное тестовое сообщение было закодировано с помощью метода эллиптических кривых.

В своем проекте Certicom использовала свободно распространяемое программное обеспечение, которое Роберт Харли разработал для вычисления более 215 точек на эллиптической кривой, относящейся к классу кривых Коблитца. Данные о 2 млн «вы деленных» точек были посланы на сервер AlphaServer в INRIA, где участники могли в реальном времени наблюдать за поиском ключа. Для взлома алгоритма использова лись 9500 компьютеров в Internet. По данным INRIA, две трети вычислений пришлось на долю рабочих станций с операционной системой Unix, а одна треть — на компьюте ры с Windows.

На решение такой задачи на одном компьютере с процессором Pentium И/450 МГц потребовалось бы примерно 500 лет. «Объем вычислений, проделанных нами, боль ше, чем нужно для взлома системы, защищенной открытым ключом наподобие RSA длиной как минимум 600 разрядов», — отметил Эрьен Ленстра, вице-президент по технологиям подразделения Citibank в Нью-Йорке, который также принимал участие в проекте. И это с учетом того, что компания Certicom выбрала кривую, отличающую ся свойствами, упрощающими задачу взлома кода, и была проделана примерно деся тая часть всех вычислений, которые в обычных условиях должны потребоваться для взлома 109-разрядного ключа при шифровании по кривой. Проведенный проект пока зал относительную уязвимость некоторых кривых с особыми свойствами и подтвер дил тот факт, что произвольные кривые лучше подходят для оптимальной защиты.

Остановимся вкратце на рассмотрении метода эллиптических кривых, использо ванного в новом стандарте на электронную цифровую подпись. Эллиптическая кривая описывается математическим уравнением вида:

у2 = хЗ + ах + Ь, где все вычисления выполняются по модулю выбранного просто числа р и 4аЗ + 27Ь2 = 0.

Этот случай называется нечетным, т. к. модуль р берется для некоторого числа нечетных значений р. Четный случай аналогичен, но вычисления при этом ведутся в конечном поле GF(2m) для некоторого целого числа т.

Проблему дискретного логарифма DLP (Discrete Logarithm Problem) кратко мож но сформулировать так: «По заданному простому числу р, основанию g и значению gx(mod р) найти значение х». Причем проблема может быть сформулирована в огра ниченной области.

Глава 4. Криптографические методы защиты информации Полезное для криптографии свойство эллиптических кривых состоит в том, что если взять две различных точки на кривой (рис. 4.37), то соединяющая их хорда пере сечет кривую в третьей точке (так как мы имеем кубическую кривую). Зеркально отра зив эту точку по оси X, мы получим еще одну точку на кривой (так как кривая симмет рична относительно оси X). Это позволяет точно определить форму кривой. Если мы обозначим две первоначальные точки Р и Q, то получим последнюю (отраженную) точку P+Q. Представленное «сложение» удовлетворяет всем известным алгебраичес ким правилам для целых чисел, позволяя определить единственную дополнительную точку, которая называется бесконечно удаленной точкой и выполняет роль нуля (на чала отсчета) для целых чисел.

Другими словами, можно определить форму кривой по заданным точкам (плюс бесконечно удаленной точке), что является обычным алгебраическим действием. Вы ражаясь математическими терминами, можно определить конечную абелеву группу (абстрактную группу с коммутативной бинарной операцией) на точках кривой, где нулем будет бесконечно удаленная точка. В частности, если точки Р и Q совпадут, то можно вычислить Р+Р. Развивая эту идею, можно определить kP для любого целого числа k, и, следовательно, определить значение Р и значение наименьшего целого чис ла k, такого что kP = F, где F — бесконечно удаленная точка. Теперь можно сформули ровать Проблему дискретного логарифма эллиптической кривой (Elliptic Curve Discrete Logarithm Problem, ECDLP), на которой основана рассматриваемая система:

О Для эллиптических кривых и базовых точек решение уравнений типа «Даны базо вая точка Р и расположенная на кривой точка kP;

найти значение k.» представляет весьма и весьма сложную задачу. С точки же зрения криптографии на основе эл липтических кривых имеется возможность определить новую криптографическую систему (любая стандартная система, основанная на проблеме дискретного лога рифма, аналогична системе основанной на ECDLP). Например, эллиптическая кривая DSA (ECDSA) уже стандартизована (ANSI X9.62), и на ее базе можно реализовать протокол открытого обмена ключами Diffie-Hellman.

Q При определении системы эллиптической кривой требуются сама кривая и базовая точка Р. Эти элементы не являются тайной и могут быть одинаковыми для всех пользователей системы. Для данной кривой и точки несложно сгенерировать от крытые и частные ключи для пользователей (частный ключ представляет просто случайное целое число k, а открытый ключ — точку kP на кривой). Однако чрезвы чайно трудно создать подходящую кривую и точку. Главное — подсчитать количе ство точек на кривой. Для этого необходимо выбрать подходящую базовую точку Р, координаты ко торой должны иметь достаточно большое значение, чтобы гаранти ровать трудность взлома ECDLP.

Но координаты точки Р должны делиться на количество точек на кривой (точки вместе с бесконеч но удаленной точкой образуют конечную группу). И весьмаверо- Рис 4 37 Свойства ЭЛЛ иптических кривых 414..

;

ятно, что, найдя число точек на кривой, мы не сможем найти базовую точку. Суще ствуют и другие ограничения, которые необходимо учесть при построении кривых.

Подводя итог вышеизложенному, можно утверждать, что создание кривых — зада ча непростая. Пользователи могут применять «стандартные» кривые с помощью спе циального программного обеспечения, либо создавать собственные кривые, что зани мает, к сожалению, очень много времени.

Pages:     | 1 |   ...   | 7 | 8 || 10 | 11 |



© 2011 www.dissers.ru - «Бесплатная электронная библиотека»

Материалы этого сайта размещены для ознакомления, все права принадлежат их авторам.
Если Вы не согласны с тем, что Ваш материал размещён на этом сайте, пожалуйста, напишите нам, мы в течении 1-2 рабочих дней удалим его.