SNOW (шифр)

18.12.2020

SNOW — словоориентированный синхронный поточный шифр, разработанный Лундском университете (Швеция). На данный момент у него существует 3 модификации: SNOW 2.0, SNOW 3G, SNOW-V. SNOW 3G используется для безопасной передачи мобильных данных.

История

SNOW 1.0, первоначально просто SNOW, был разработан в 2000 году. Шифр работает с 32-битными словами и поддерживает как 128-, так и 256-битные ключи. Шифр состоит из комбинации регистра сдвига с линейной обратной связью (РСЛОС) и конечного автомата (КА).

В первой версии были обнаружены слабые места, и в результате SNOW не был включен в набор алгоритмов NESSIE. В 2003 году авторы разработали новую версию шифра SNOW 2.0, в которой устранили недостатки и улучшили производительность. Во время оценки группой экспертов по безопасным алгоритмам (англ. SAGE) из Европейского института телекоммуникационных стандартов(англ. ETSI) алгоритм шифрования был дополнительно изменён, чтобы повысить его устойчивость к алгебраическим атакам. Результатом таких улучшений в 2006 году стала модификация шифра SNOW 3G.

В 2019 году Ericsson Research совместно с Лундским университетом пересмотрели алгоритм SNOW 3G и обновили его до нового, более быстрого шифра под названием SNOW-V, который может быть использован для безопасной передачи данных в новом поколении связи 5G.

Схема работы SNOW

Общая схема работы

Генератор состоит из регистра сдвига с линейной обратной связью длины 16 над полем F 2 32 {displaystyle mathbb {F} _{2^{32}}} . Выход регистра подается на вход конечного автомата. КА состоит из двух 32-битных регистров, называемых R1 и R2, а также некоторых операций для вычисления вывода и следующего состояния (следующего значения R1 и R2). Работа шифра выглядит следующим образом. Сначала выполняется инициализация ключа. Эта процедура обеспечивает начальные значения для РСЛОС, а также для регистров R1, R2 в конечном автомате. Затем первые 32 бита ключевого потока вычисляются путем поразрядного сложения выходных данных КА и последней записи РСЛОС. После этого весь процесс синхронизируется, и следующие 32 бита ключевого потока вычисляются путем ещё одного побитового сложения выходных данных конечного автомата и последней записи РСЛОС. Мы снова синхронизируем и продолжаем в том же духе.

Детальная схема работы

В начальный момент времени t = 0 происходит инициализация регистра сдвига 32-битными значениями s ( 1 ) , s ( 2 ) , . . . , s ( 16 ) {displaystyle s(1),s(2),...,s(16)} , которые задаются при помощи сгенерированного ключа.

Функция обратной связи для регистра задается многочленом:

p ( x ) = x 16 + x 13 + x 7 + α − 1 , {displaystyle p(x)=x^{16}+x^{13}+x^{7}+alpha ^{-1},}

где F 2 32 {displaystyle mathbb {F} _{2^{32}}} задаётся неприводимым многочленом

π ( x ) = x 32 + x 29 + x 20 + x 15 + x 10 + x + 1 {displaystyle pi (x)=x^{32}+x^{29}+x^{20}+x^{15}+x^{10}+x+1} ,

над F 2 {displaystyle mathbb {F} _{2}} и π ( α ) = 0 {displaystyle pi (alpha )=0} .

Выход КА назовем F S M o u t {displaystyle FSM_{out}} . Он рассчитывается по следующей формуле:

F S M o u t = ( s ( 1 ) ⊞ R 1 ) ⊕ R 2 {displaystyle FSM{out}=(s(1)oxplus R1)oplus R2} ,

где ⊞ {displaystyle oxplus } — целочисленное сложение по mod 2 32 {displaystyle mod 2^{32}} .

Выход конечного автомата F S M o u t {displaystyle FSM_{out}} сравнивается с s ( 16 ) {displaystyle s(16)} по модулю 2 для формирования потокового ключа, то есть

r u n n i n g k e y = F S M o u t ⊕ s ( 16 ) {displaystyle runningkey=FSM{out}oplus s(16)} ,

где ⊕ {displaystyle oplus } — сложение по mod 2 {displaystyle mod 2} .

Внутри конечного автомата новые значения для R1 и R2 присваиваются по следующим формулам:

n e w R 1 = ( ( F S M o u t ⊞ R 2 ) ⋘ 7 ) ⊕ R 1 {displaystyle newR1=((FSM{out}oxplus R2)lll 7)oplus R1} ,

где ⋘ {displaystyle lll } — циклический сдвиг влево

R 2 = S ( R 1 ) {displaystyle R2=S(R1)} R 1 = n e w R 1 {displaystyle R1=newR1}

Наконец, S-блок, обозначаемый S ( x ) {displaystyle S(x)} , состоит из четырёх идентичных битовых S-блоков 8×8 и перестановки полученных битов. Входные данные разделены на 4 байта, каждый байт входит в нелинейное отображение от 8 бит до 8 бит. После этого отображения биты в результирующем слове переставляются, чтобы сформировать окончательный результат S-блока.

Для конечного формирования шифртекста потоковый ключ сравнивается с открытым текстом по модулю 2.

Известные атаки

  • В феврале 2002 года Филипп Хоукс и Грегори Роуз описали атаку «Предполагай и определяй» (англ. англ. Guess and determine attack) на SNOW 1.0, в котором используются в основном два свойства, чтобы снизить сложность атаки ниже исчерпывающего поиска ключей. Во-первых, тот факт, что автомат имеет только один вход s(1). Это позволяет злоумышленнику инвертировать операции в конечном автомате и получать больше неизвестных только из нескольких предположений. Второе свойство — неудачный выбор полинома обратной связи в SNOW 1.0.
  • В августе 2003 года Даи Ватанабе, Алекс Бирюков и Кристоф Де Канньер описали атаку на SNOW 2.0 методом линейной маскировки. Эта атака использует 2 230 {displaystyle 2^{230}} битов потока и 2 225 {displaystyle 2^{225}} шагов анализа, что быстрее, чем исчерпывающий поиск 256-битного ключа.

Применение

SNOW 2.0 — один из потоковых шифров, вошедших в стандарт шифрования ISO/IEC ISO/IEC 18033-4, который определяет функции вывода для объединения ключевого потока с открытым текстом, генераторы ключевого потока для создания ключевого потока и идентификаторы объектов, назначенные выделенным генераторам ключевого потока в соответствии с ISO/IEC 9834 для поточных шифров.

SNOW 3Gвыбран в качестве генератора потоковых ключей для алгоритмов шифрования 3GPP UEA2 и UIA2.



Имя:*
E-Mail:
Комментарий: