Предыдущая страница реферата | 4  5  6  7  8  9  10  11  12  13  14 | Следующая страница реферата

3. вычисляется r= (a^k mod p) , r1=r(mod p); если r1=0, следует вернуться к предыдущему этапу и выработать другое значение  k.

3. Вычисляется s= (xr1+kh(m))(mod p); если s=0, то необходимо выработать другое значение k.

Значения r1,s1 являются ЭЦП сообщения m  и передаются вместе с ним по каналам связи.

4.2. Проверка ЭЦП

Проверка ЭЦП происходит следующим образом:

- проверяется выполнений условий 0<r<q, 0<s<q, и если хотя бы одно из них нарушено, подпись отвергается.

- Вычисляется хэш-код данного сообщения  h=H(m); Если h(m)(mod p) = 0, то битовое представление h(m): 0…02551

- Вычисляется значение  v=(h(m))^q-2(mod p).

- Вычисляется значения z1=sv(mod p); z2=(q-r1)v(mod p).

- Вычисляется значение u=(a^z1y^z2(mod p))(mod q)

- проверяется равенство u = r1

Если последнее раенство выполняется, то подпись принимается.

5. Цифровые подписи, основанные на симметричных криптосистемах

На первый взгляд, сама эта идея может показаться абсурдом. Действительно, общеизвестно, что так называемая «современная», она же двухключевая криптография возникла и стала быстро развиваться в последние десятилетия именно потому, что ряд новых криптографических протоколов типа протокола цифровой подписи не удалось эффективно реализовать на базе традиционных криптографических алгоритмов, широко известных и хорошо изученных к тому времени. Тем не менее, это возможно. И первыми, кто обратил на это внимание, были родоначальники криптографии с открытым ключом У. Диффи и М. Хеллман, опубликовавшие описание подхода, позволяющего выполнять процедуру цифровой подписи одного бита с помощью блочного шифра. Прежде чем изложить эту идею, сделаем несколько замечаний о сути и реализациях цифровой подписи.

Стойкость какой-либо схемы подписи  доказывается обычно установлением равносильности соответствующей задачи вскрытия схемы какой-либо другой, о которой известно, что она вычислительно неразрешима. Практически все современные алгоритмы ЭЦП основаны на так называемых «сложных математических задачах» типа факторизации больших чисел или логарифмирования в дискретных полях.

Однако, доказательство невозможности эффективного вычислительного решения этих задач отсутствует, и нет никаких гарантий, что они не будут решены в ближайшем будущем, а соответствующие схемы взломаны – как это произошло с «ранцевой» схемой цифровой подписи. Более того, с бурным прогрессом средств вычислительных техники «границы надежности» методов отодвигаются в область все больших размеров блока.

Всего пару десятилетий назад, на заре криптографии с открытым ключом считалось, что для реализации схемы подписи RSA достаточно даже 128-битовых чисел. Сейчас эта граница отодвинута до 1024-битовых чисел – практически на порядок, – и это далеко еще не предел. Это приводит к необходимости переписывать реализующие схему программы, и зачастую перепроектировать аппаратуру.

Ничего подобного не наблюдается в области классических блочных шифров, если не считать изначально ущербного и непонятного решения комитета по стандартам США ограничить размер ключа алгоритма DES 56-ю битами, тогда как еще во время обсуждения алгоритма предлагалось использовать ключ большего размера. Схемы подписи, основанные на классических блочных шифрах, свободны от указанных недостатков:

- во-первых, их стойкость к попыткам взлома вытекает из стойкости использованного блочного шифра, поскольку классические методы шифрования изучены гораздо больше, а их надежность обоснована намного лучше, чем надежность асимметричных криптографических систем;

- во-вторых, даже если стойкость использованного в схеме подписи шифра окажется недостаточной в свете прогресса вычислительной техники, его легко можно будет заменить на другой, более устойчивый, с тем же размером блока данных и ключа, без необходимости менять основные характеристики всей схемы – это потребует только минимальной модификации программного обеспечения;

Итак, вернемся к схеме Диффи и Хеллмана подписи одного бита сообщения с помощью алгоритма, базирующегося на любом классическом блочном шифре. Предположим, в нашем распоряжении есть алгоритм зашифрования EK, оперирующий блоками данных X размера n и использующий ключ размером nK: |X|=n, |K|=nK. Структура ключевой информации в схеме следующая: секретный ключ подписи kS выбирается как произвольная (случайная) пара ключей k0, k1 используемого блочного шифра:

kS=(k0,k1);

Таким образом, размер ключа подписи равен удвоенному размеру ключа использованного блочного шифра:

|KS|=2|K|=2nK.

Ключ проверки представляет собой результат шифрования двух блоков текста X0 и X1 с ключами k0 и k1 соответственно:

kV=(C0, C1) =

где являющиеся параметром схемы блоки данных несекретны и известны проверяющей подпись стороне. Таким образом, размер ключа проверки подписи равен удвоенному размеру блока использованного блочного шифра:

Рекомендуем скачать другие рефераты по теме: шпори политология, конспект по чтению.



Предыдущая страница реферата | 4  5  6  7  8  9  10  11  12  13  14 | Следующая страница реферата

Поделитесь этой записью или добавьте в закладки