Коды шифрования – 10 популярных кодов и шифров

Введение в криптографию и шифрование, часть первая. Лекция в Яндексе

Чтобы сходу понимать материалы об инфраструктуре открытых ключей, сетевой безопасности и HTTPS, нужно знать основы криптографической теории. Один из самых быстрых способов изучить их — посмотреть или прочитать лекцию Владимира ivlad Иванова. Владимир — известный специалист по сетям и системам их защиты. Он долгое время работал в Яндексе, был одним из руководителей нашего департамента эксплуатации.

Мы впервые публикуем эту лекцию вместе с расшифровкой. Начнём с первой части. Под катом вы найдёте текст и часть слайдов.

---

Я когда-то читал в МГУ лекции по крипте, и они занимали у меня по полгода. Я попытаюсь вам всё рассказать за два с половиной часа. Никогда этого не делал. Вот и попробуем.

Кто понимает, что такое DES? AES? TLS? Биноминальное отображение?

Говорить постараемся в общих терминах, потому что сложно и глубоко разбирать не получится: мало времени и базовая подготовка должна быть довольно большой. Будем оперировать общими концепциями, довольно поверхностно.

Мы поговорим о том, что такое криптографические примитивы, простые штучки, из которых впоследствии можно строить более сложные вещи, протоколы.

Мы будем говорить о трех примитивах: симметричном шифровании, аутентификации сообщений и асимметричном шифровании. Из них вырастает очень много протоколов.

Сегодня мы попробуем чуть-чуть поговорить про то, как вырабатываются ключи. В общем виде поговорим о том, как отправить защищенное сообщение, используя криптопримитивы, которые у нас есть, от одного пользователя другому.

Когда люди говорят про крипту вообще, есть несколько фундаментальных принципов. Один из них — принцип Керкгоффса, который говорит, что open source в криптографии очень важен. Если точнее, он дает общее знание об устройстве протоколов. Смысл очень простой: криптографические алгоритмы, которые используются в той или иной системе, не должны быть секретом, обеспечивающим ее устойчивость. В идеале необходимо строить системы так, чтобы их криптографическая сторона была полностью известна атакующему и единственным секретом являлся криптографический ключ, который в данной системе используется.

Современные и коммерчески доступные системы шифрования — все или почти все или лучшие из них — построены из компонент, устройство и принцип работы которых хорошо известны. Единственная секретная вещь в них — ключ шифрования. Есть только одно известное мне значимое исключение — набор секретных криптографических протоколов для всевозможных государственных организаций. В США это называется NSA suite B, а в России это всякие странные секретные алгоритмы шифрования, которые до определенной степени используются военными и государственными органами.

Не сказал бы, что такие алгоритмы приносят им большую пользу, за исключением того, что это примерно как атомная физика. Можно попытаться по пониманию дизайна протокола понять направление мысли людей, которые его разработали, и неким образом обогнать другую сторону. Не знаю, насколько такой принцип актуален по нынешним меркам, но люди, знающие про это больше меня, поступают именно так.

В каждом коммерческом протоколе, с которым вы столкнетесь, ситуация обстоит иначе. Там везде используется открытая система, все придерживаются этого принципа.

Первый криптографический примитив — симметричные шифры.

Они очень простые. У нас есть какой-то алгоритм, на вход которого поступает открытый текст и нечто, называемое ключом, какое-то значение. На выходе получается зашифрованное сообщение. Когда мы хотим его дешифровать, важно, чтобы мы брали тот же самый ключ шифрования. И, применяя его к другому алгоритму, алгоритму расшифровки, мы из шифротекста получаем наш открытый текст назад.

Какие здесь важные нюансы? В большинстве распространенных алгоритмов симметричного шифрования, с которыми можно столкнуться, размер шифротекста всегда равен размеру открытого текста. Современные алгоритмы шифрования оперируют размерами ключей. Размер ключей измеряется в битах. Современный размер — от 128 до 256 бит для алгоритмов симметричного шифрования. Об остальном, в том числе о размере блока, мы поговорим позже.

Исторически, в условном IV веке до нашей эры, существовало два метода дизайна шифров: шифры подстановки и перестановки. Шифры подстановки — алгоритм, где в те времена заменяли одну букву сообщения на другую по какому-то принципу. Простой шифр подстановки — по таблице: берем таблицу, где написано, что А меняем на Я, Б на Ю и т. д. Дальше по этой таблице шифруем, по ней же дешифруем.

Как вы считаете, с точки зрения размера ключа насколько это сложный алгоритм? Сколько вариантов ключей существует? Порядок факториала длины алфавита. Мы берем таблицу. Как мы ее строим? Допустим, есть таблица на 26 символов. Букву А можем заменить на любой из них, букву Б — на любой из оставшихся 25, С — на любой из оставшихся 24… Получаем 26*25*24*… — то есть факториал от 26. Факториал размерности алфавита.

Если взять log₂26!, это будет очень много. Думаю, вы точно получите в районе 100 бит длины ключа, а то и поболее. Оказалось, что с точки зрения формального представления стойкости указанный алгоритм шифрования — довольно неплохой. 100 бит — приемлемо. При этом все, наверное, в детстве или юности, когда сталкивались с кодировками, видели, что такие алгоритмы дешифруются тривиально. Проблем с расшифровкой нет.

Долго существовали всякие алгоритмы подстановки в разных конструкциях. Одним из них, еще более примитивным, является шифр Цезаря, где таблица формируется не случайной перестановкой символов, а сдвигом на три символа: А меняется на D, B на Е и т. д. Понятно, что шифр Цезаря вместе со всеми его вариантами перебрать очень легко: в отличие от табличной подстановки, в ключе Цезаря всего 25 вариантов при 26 буквах в алфавите — не считая тривиального шифрования самого в себя. И его как раз можно перебрать полным перебором. Здесь есть некоторая сложность.

Почему шифр табличной подстановки такой простой? Откуда возникает проблема, при которой мы можем легко, даже не зная ничего про криптографию, расшифровать табличную подстановку? Дело в частотном анализе. Есть самые распространенные буквы — какая-нибудь И или Е. Их распространенность велика, гласные встречаются намного чаще, чем согласные, и существуют негативные пары, никогда не встречающиеся в естественных языках, — что-то вроде ЬЪ. Я даже давал студентам задание сделать автоматический дешифратор шифра подстановки, и, в принципе, многие справлялись.

В чем проблема? Надо статистику распределения букв исказить, чтобы распространенные буквы не так светились в зашифрованном тексте. Очевидный способ: давайте будем шифровать самые часто встречающиеся буквы не в один символ, а в пять разных, например. Если буква встречается в среднем в пять раз чаще, то давайте по очереди — сначала в первый символ будем зашифровывать, потом во второй, в третий и т. д. Далее у нас получится маппинг букв не 1 к 1, а, условно, 26 к 50. Статистика, таким образом, нарушится. Перед нами первый пример полиалфавитного шифра, который как-то работал. Однако с ним есть довольно много проблем, а главное, очень неудобно работать с таблицей.

Дальше придумали: давайте не будем шифровать такими таблицами, а попробуем брать шифр Цезаря и для каждой следующей буквы изменять сдвиг. Результат — шифр Виженера.

Берем в качестве ключа слово ВАСЯ. Берем сообщение МАША. Задействуем шифр Цезаря, но отсчитывая от этих букв. Например, В — третья буква в алфавите. Мы должны сдвинуть на три буквы соответствующую букву в открытом тексте. М сдвигается в П. А в А. Ш — на 16, перескочим букву А, получим, условно, Д. Я сдвинет А в Я. ПАДЯ.

Что удобно в получившемся шифре? Здесь было две одинаковых буквы, но в результате они зашифровались в разные. Это классно, потому что размывает статистику. Метод хорошо работал, пока где-то в XIX веке, буквально недавно на фоне истории криптографии, не придумали, как его ломать. Если посмотреть на сообщение из нескольких десятков слов, а ключ довольно короткий, то вся конструкция выглядит как несколько шифров Цезаря. Мы говорим: окей, давайте каждую четвертую букву — первую, пятую, девятую — рассматривать как шифр Цезаря. И поищем среди них статистические закономерности. Мы обязательно их найдем. Потом возьмем вторую, шестую, десятую и так далее. Опять найдем. Тем самым мы восстановим ключ. Единственная проблема — понять, какой он длины. Это не очень сложно, ну какой он может быть длины? Ну 4, ну 10 символов. Перебрать 6 вариантов от 4 до 10 не очень сложно. Простая атака — она была доступна и без компьютеров, просто за счет ручки и листа бумаги.

Как из этой штуки сделать невзламываемый шифр? Взять ключ размера текста. Персонаж по имени Клод Шэннон в ХХ веке, в 1946 году, написал классическую первую работу по криптографии как по разделу математики, где сформулировал теорему. Длина ключа равна длине сообщения — он использовал XOR вместо сложения по модулю, равному длине алфавита, но в данной ситуации это не очень принципиально. Ключ сгенерирован случайным образом, является последовательностью случайных бит, и на выходе тоже получится случайная последовательность бит. Теорема: если у нас есть такой ключ, то подобная конструкция является абсолютно стойкой. Доказательство не очень сложное, но сейчас не буду про него говорить.

Важно, что можно создать невзламываемый шифр, но у него есть недостатки. Во-первых, ключ должен быть абсолютно случайным. Во-вторых, он никогда не должен использоваться повторно. В-третьих, длина ключа должна быть равна длине сообщения. Почему нельзя использовать один и тот же ключ для шифровки разных сообщений? Потому что, перехватив этот ключ в следующий раз, можно будет расшифровать все сообщения? Нет. В первых символах будет виден шифр Цезаря? Не очень понял. Кажется, нет.

Возьмем два сообщения: МАША, зашифрованная ключом ВАСЯ, и другое слово, у которого ключ тоже был ВАСЯ, — ВЕРА. Получим примерно следующее: ЗЕШЯ. Сложим два полученных сообщения, причем так, чтобы два ключа взаимно удалились. В итоге получим лишь разницу между осмысленным шифротекстом и осмысленным шифротекстом. На XOR это делается удобнее, чем на сложении по длине алфавита, но разницы практически никакой.

Если мы получили разницу между двумя осмысленными шифротекстами, то дальше, как правило, становится намного легче, поскольку у текстов на естественном языке высокая избыточность. Зачастую мы можем догадаться, что происходит, делая разные предположения, гипотезы. А главное, что каждая верная гипотеза будет раскрывать нам кусочек ключа, а значит и кусочки двух шифротекстов. Как-то так. Поэтому плохо.

Помимо шифров подстановки, были еще шифры перестановки. С ними тоже все довольно просто. Берем сообщение ВАСЯИ, записываем его в блок какой-то длины, например в ДИДОМ, и считываем результат так же.

Не бог весть какая штука. Как ее ломать, тоже понятно — переберем все возможные варианты перестановок. Тут их не очень много. Берем длину блока, подбираем и восстанавливаем.

В качестве следующей итерации был выбран такой способ: возьмем все то же самое, а сверху напишем какой-нибудь ключ — СИМОН. Переставим столбцы так, чтобы буквы оказались в алфавитном порядке. В итоге получим новую перестановку по ключу. Она уже намного лучше старой, поскольку количество перестановок намного больше и подобрать ее не всегда легко.

Каждый современный шифр тем или иным способом базируется на этих двух принципах — подстановки и перестановки. Сейчас их использование намного более сложное, но сами базовые принципы остались прежними.

Если говорить про современные шифры, они делятся на две категории: поточные и блочные. Поточный шифр устроен так, что фактически представляет собой генератор случайных чисел, выход которого мы складываем по модулю 2, «ксорим», с нашим шифротекстом, как видно у меня на слайде. Ранее я сказал: если длина получившегося ключевого потока — она же ключ — абсолютно случайная, никогда повторно не используется и ее длина равна длине сообщения, то у нас получился абсолютно стойкий шифр, невзламываемый.

Возникает вопрос: как сгенерировать на такой шифр случайный, длинный и вечный Ключ? Как вообще работают поточные шифры? По сути, они представляют собой генератор случайного числа на основе какого-то начального значения. Начальное значение и является ключом шифра, ответом.

Из этой истории есть одно занятное исключение — шифроблокноты. Речь идет о настоящей шпионской истории про настоящий шпионаж. Некие люди, которым нужна абсолютно устойчивая коммуникация, генерируют случайные числа — например, буквальным бросанием кубика или буквальным выниманием шаров из барабана, как в лото. Создают два листа, где печатают эти случайные числа. Один лист отдают получателю, а второй оставляют у отправителя. При желании пообщаться они используют этот поток случайных чисел в качестве ключевого потока. Нет, история взята не из совсем далекого прошлого. У меня есть настоящий радиоперехват от 15 октября 2014 года: 7 2 6, 7 2 6, 7 2 6. Это позывной. 4 8 3, 4 8 3, 4 8 3. Это номер шифроблокнота. 5 0, 5 0, 5 0. Это количество слов. 8 4 4 7 9 8 4 4 7 9 2 0 5 1 4 2 0 5 1 4 и т. д. 50 таких числовых групп. Не знаю где, где-то не в России сидел какой-нибудь человек с ручкой и карандашом у обычного радиоприемника и записывал эти цифры. Записав их, он достал похожую штуку, сложил их по модулю 10 и получил свое сообщение. Другими словами, это реально работает, и подобное сообщение нельзя взломать. Если действительно были сгенерированы хорошие случайные числа и он впоследстии сжег бумажку с ключом, то осуществить взлом нельзя никак, совсем.

Но тут есть довольно много проблем. Первая — как нагенерировать по-настоящему хорошие случайные числа. Мир вокруг нас детерминирован, и если мы говорим про компьютеры, они детерминированы полностью.

Во-вторых, доставлять ключи такого размера… если мы говорим про передачу сообщений из 55 цифровых групп, то проделать подобное не очень сложно, а вот передать несколько гигабайт текста — уже серьезная проблема. Следовательно, нужны какие-нибудь алгоритмы, которые, по сути, генерируют псевдослучайные числа на основе какого-нибудь небольшого начального значения и которые могли бы использоваться в качестве таких потоковых алгоритмов.

Самый исторически распространенный алгоритм подобного рода называется RC4. Он был разработан Роном Ривестом лет 25 назад и активно использовался очень долго, был самым распространенным алгоритмом для TLS, всех его различных вариантов, включая HTTPS. Но в последнее время RC4 начал показывать свой возраст. Для него существует некоторое количество атак. Он активно используется в WEP. Была одна хорошая лекция Антона, история, которая показывает: плохое применение пристойного даже по нынешним меркам алгоритма шифрования приводит к тому, что компрометируется вся система.

RC4 устроен несложно. На слайде целиком описана его работа. Есть внутренний байтовый стейт из 256 байт. На каждом шаге этого стейта есть два числа, два указателя на разные байты в стейте. И на каждом шаге происходит сложение между этими числами — они помещаются в некоторое место стейта. Полученный оттуда байт является следующим байтом в числовой последовательности. Вращая эту ручку таким образом, выполняя подобное действие на каждом шаге, мы получаем каждый следующий байт. Мы можем получать следующий байт числовой последовательности вечно, потоком.

Большое достоинство RC4 — в том, что он целиком внутрибайтовый, а значит, его программная реализация работает довольно быстро — сильно быстрее, в разы, если не в десятки раз быстрее, чем сравнимый и существовавший примерно в одно время с ним шифр DES. Поэтому RC4 и получил такое распространение. Он долго был коммерческим секретом компании RSA, но потом, где-то в районе 90-х годов, некие люди анонимно опубликовали исходники его устройства в списке рассылки cypherpunks. В результате возникло много драмы, были крики, мол, как же так, какие-то неприличные люди украли интеллектуальную собственность компании RSA и опубликовали ее. RSA начала грозить всем патентами, всевозможными юридическими преследованиями. Чтобы их избежать, все реализации алгоритма, которые находятся в опенсорсе, называются не RC4, а ARC4 или ARCFOUR. А — alleged. Речь идет о шифре, который на всех тестовых кейсах совпадает с RC4, но технически вроде как им не является.

Если вы конфигурируете какой-нибудь SSH или OpenSSL, вы в нем не найдете упоминания RC4, а найдете ARC4 или что-то подобное. Несложная конструкция, он уже старенький, на него сейчас есть атаки, и он не очень рекомендуется к использованию.

Было несколько попыток его заменить. Наверное, на мой предвзятый взгляд самым успешным стал шифр Salsa20 и несколько его последователей от широко известного в узких кругах персонажа Дэна Берштайна. Линуксоидам он обычно известен как автор qmail.

Salsa20 устроен сложнее, чем DES. Его блок-схема сложная, но он обладает несколькими интересными и классными свойствами. Для начала, он всегда выполняется за конечное время, каждый его раунд, что немаловажно для защиты от тайминг-атак. Это такие атаки, где атакующий наблюдает поведение системы шифрования, скармливая ей разные шифротексты или разные ключи за этим черным ящиком. И, понимая изменения во времени ответа или в энергопотреблении системы, он может делать выводы о том, какие именно процессы произошли внутри. Если вы думаете, что атака сильно надуманная, это не так. Очень широко распространены атаки подобного рода на смарт-карты — очень удобные, поскольку у атакующего есть полный доступ к коробке. Единственное, что он, как правило, не может в ней сделать, — прочитать сам ключ. Это сложно, а делать все остальное он может — подавать туда разные сообщения и пытаться их расшифровать.

Salsa20 устроен так, чтобы он всегда выполнялся за константное одинаковое время. Внутри он состоит всего из трех примитивов: это сдвиг на константное время, а также сложение по модулю 2 и по модулю 32, 32-битных слов. Скорость Salsa20 еще выше, чем у RC4. Он пока что не получил такого широкого распространения в общепринятой криптографии — у нас нет cipher suite для TLS, использующих Salsa20, — но все равно потихоньку становится мейнстримом. Указанный шифр стал одним из победителей конкурса eSTREAM по выбору лучшего поточного шифра. Их там было четыре, и Salsa — один из них. Он потихоньку начинает появляться во всяких опенсорс-продуктах. Возможно, скоро — может, через пару лет — появятся даже cipher suite в TLS с Salsa20. Мне он очень нравится.

На него имеется некоторое количество криптоанализа, есть даже атаки. Снаружи он выглядит как поточный, генерируя на основе ключа последовательность почти произвольной длины, 2⁶⁴. Зато внутри он работает как блочный. В алгоритме есть место, куда можно подставить номер блока, и он выдаст указанный блок.

Какая проблема с поточными шифрами? Если у вас есть поток данных, передаваемый по сети, поточный шифр для него удобен. К вам влетел пакет, вы его зашифровали и передали. Влетел следующий — приложили эту гамму и передали. Первый байт, второй, третий по сети идут. Удобно.

Если данные, например гигабайтный файл целиком, зашифрованы на диске поточным шифром, то чтобы прочитать последние 10 байт, вам нужно будет сначала сгенерировать гаммы потока шифра на 1 гигабайт, и уже из него взять последние 10 байт. Очень неудобно.

В Salsa указанная проблема решена, поскольку в нем на вход поступает в том числе и номер блока, который надо сгенерировать. Дальше к номеру блока 20 раз применяется алгоритм. 20 раундов — и мы получаем 512 бит выходного потока.

Самая успешная атака — в 8 раундов. Сам он 256-битный, а сложность атаки в 8 раундов — 250 или 251 бит. Считается, что он очень устойчивый, хороший. Публичный криптоанализ на него есть. Несмотря на всю одиозность личности Берштайна в этом аспекте, мне кажется, что штука хорошая и у нее большее будущее.

Исторически поточных шифров было много. Они первые не только в коммерческом шифровании, но и в военном. Там использовалось то, что называлось линейными регистрами сдвига.

Какие тут проблемы? Первая: в классических поточных шифрах, не в Salsa, чтобы расшифровать последнее значение гигабайтного файла, последний байт, вам нужно сначала сгенерировать последовательность на гигабайт. От нее вы задействуете только последний байт. Очень неудобно.

Поточные шифры плохо пригодны для систем с непоследовательным доступом, самый распространенный пример которых — жесткий диск.

Есть и еще одна проблема, о ней мы поговорим дальше. Она очень ярко проявляется в поточных шифрах. Две проблемы в совокупности привели к тому, что здорово было бы использовать какой-нибудь другой механизм.

Другой механизм для симметричного шифрования называется блочным шифром. Он устроен чуть по-другому. Он не генерирует этот ключевой поток, который надо ксорить с нашим шифротекстом, а работает похоже — как таблица подстановок. Берет блок текста фиксированной длины, на выходе дает такой же длины блок текста, и всё.

Размер блока в современных шифрах — как правило, 128 бит. Бывают разные вариации, но как правило, речь идет про 128 или 256 бит, не больше и не меньше. Размер ключа — точно такой же, как для поточных алгоритмов: 128 или 256 бит в современных реализациях, от и до.

Из всех широко распространенных блочных шифров сейчас можно назвать два — DES и AES. DES очень старый шифр, ровесник RC4. У DES сейчас размер блока — 64 бита, а размер ключа — 56 бит. Создан он был в компании IBM под именем Люцифер. Когда в IBM его дизайном занимался Хорст Фейстель, они предложили выбрать 128 бит в качестве размера блока. А размер ключа был изменяемый, от 124 до 192 бит.

Когда DES начал проходит стандартизацию, его подали на проверку в том числе и в АНБ. Оттуда он вернулся с уменьшенным до 64 бит размером блока и уменьшенным до 56 бит размером ключа.

20 лет назад вся эта история наделала много шума. Все говорили — наверняка они туда встроили закладку, ужасно, подобрали такой размер блока, чтобы получить возможность атаковать. Однако большое достоинство DES в том, что это первый шифр, который был стандартизован и стал тогда основой коммерческой криптографии.

Его очень много атаковали и очень много исследовали. Есть большое количество всевозможных атак. Но ни одной практически реализуемой атаки до сих пор нет, несмотря на его довольно почтенный возраст. Единственное, размер ключа в 56 бит сейчас просто неприемлемый и можно атаковать полным перебором.

Как устроен DES? Фейстель сделал классную штуку, которую называют сетью Фейстеля. Она оперирует блоками. Каждый блок, попадающий на вход, делится на две части: левую и правую. Левая часть становится правой без изменений. Правая часть ксорится с результатом вычисления некой функции, на вход которой подается левая часть и ключ. После данного преобразования правая часть становится левой.

У нее есть несколько интересных достоинств. Первое важное достоинство: функция F может быть любой. Она не должна обладать свойствами обратимости, она может и не быть линейной или нелинейной. Все равно шифр остается симметричным.

Второе очень удобное свойство: расшифровка устроена так же, как шифрование. Если нужно расшифровать данную сеть, вы в прежний механизм вместо открытого текста засовываете шифротекст и на выходе вновь получаете открытый текст.

Почему это удобно? 30 лет назад удобство являлось следствием того, что шифраторы были аппаратными и заниматься дизайном отдельного набора микросхем для шифрования и для расшифровки было трудоемко. А в такой конструкции все очень здорово, фактически мы можем один блок использовать для разных задач.

В реальной ситуации такая конструкция — один раунд блочного шифра, то есть в реальном шифре она выполняется 16 раз с разными ключами. На каждом 16 раунде генерируется отдельный ключ и 16 раундовых подключей, каждый из которых применяется на каждом раунде для функции F.

Раунд тоже выглядит довольно несложно — он состоит всего из двух-трех операций. Первая операция: размер попавшегося полублока становится равен 32 бита, полубок проходит функцию расширения, на вход попадает 32 бита. Дальше мы по специальной несекретной таблице немного добавляем к 32 битам, превращая их в 48: некоторые биты дублируются и переставляются, такая гребеночка.

Потом мы его ксорим с раундовым ключом, размер которого — тоже 48 бит, и получаем 48-битное значение.
Затем оно попадает в набор функций, которые называются S-боксы и преобразуют каждый бит входа в четыре бита выхода. Следовательно, на выходе мы из 48 бит снова получаем 32 бита.

И наконец, окончательная перестановка P. Она опять перемешивает 32 бита между собой. Все очень несложно, раундовая функция максимально простая.

Самое интересное ее свойство заключается в указанных S-боксах: задумано очень сложное превращение 6 бит в 4. Если посмотреть на всю конструкцию, видно, что она состоит из XOR и пары перестановок. Если бы S-боксы были простыми, весь DES фактически представлял бы собой некоторый набор линейных преобразований. Его можно было бы представить как матрицу, на которую мы умножаем наш открытый текст, получая шифротекст. И тогда атака на DES была бы тривиальной: требовалось бы просто подобрать матрицу.

Вся нелинейность сосредоточена в S-боксах, подобранных специальным образом. Существуют разные анекдоты о том, как именно они подбирались. В частности, примерно через 10 лет после того, как DES был опубликован и стандартизован, криптографы нашли новый тип атак — дифференциальный криптоанализ. Суть атаки очень простая: мы делаем мелкие изменения в открытом тексте — меняя, к примеру, значение одного бита с 0 на 1 — и смотрим, что происходит с шифротекстом. Выяснилось, что в идеальном шифре изменение одного бита с 0 на 1 должно приводить к изменению ровно половины бит шифротекста. Выяснилось, что DES, хоть он и был сделан перед тем, как открыли дифференциальный криптоанализ, оказался устойчивым к этому типу атак. В итоге в свое время возникла очередная волна паранойи: мол, АНБ еще за 10 лет до открытых криптографов знало про существование дифференциального криптоанализа, и вы представляете себе, что оно может знать сейчас.

Анализу устройства S-боксов посвящена не одна сотня статей. Есть классные статьи, которые называются примерно так: особенности статистического распределения выходных бит в четвертом S-боксе. Потому что шифру много лет, он досконально исследован в разных местах и остается достаточно устойчивым даже по нынешним меркам.

56 бит сейчас уже можно просто перебрать на кластере машин общего назначения — может, даже на одном. И это плохо. Что можно предпринять?

Просто сдвинуть размер ключа нельзя: вся конструкция завязана на его длину. Triple DES. Очевидный ответ был таким: давайте мы будем шифровать наш блок несколько раз, устроим несколько последовательных шифрований. И здесь всё не слишком тривиально.

Допустим, мы берем и шифруем два раза. Для начала нужно доказать, что для шифрований k1 и k2 на двух разных ключах не существует такого шифрования на ключе k3, что выполнение двух указанных функций окажется одинаковым. Здесь вступает в силу свойство, что DES не является группой. Тому существует доказательство, пусть и не очень тривиальное.

Окей, 56 бит. Давайте возьмем два — k1 и k2. 56 + 56 = 112 бит. 112 бит даже по нынешним меркам — вполне приемлемая длина ключа. Можно считать нормальным всё, что превышает 100 бит. Так почему нельзя использовать два шифрования, 112 бит?

Одно шифрование DES состоит из 16 раундов. Сеть применяется 16 раз. Изменения слева направо происходят 16 раз. И он — не группа. Есть доказательство того, что не существует такого ключа k3, которым мы могли бы расшифровать текст, последовательно зашифрованный выбранными нами ключами k1 и k2.

Есть атака. Давайте зашифруем все возможные тексты на каком-нибудь ключе, возьмем шифротекст и попытаемся его расшифровать на всех произвольных ключах. И здесь, и здесь получим 2⁵⁶ вариантов. И где-то они сойдутся. То есть за два раза по 2⁵⁶ вариантов — плюс память для хранения всех расшифровок — мы найдем такую комбинацию k1 и k2, при которых атака окажется осуществимой.

Эффективная стойкость алгоритма — не 112 бит, а 57, если у нас достаточно памяти. Нужно довольно много памяти, но тем не менее. Поэтому решили — так работать нельзя, давайте будем шифровать три раза: k1, k2, k3. Конструкция называется Triple DES. Технически она может быть устроена по-разному. Поскольку в DES шифрование и дешифрование — одно и то же, реальные алгоритмы иногда выглядят так: зашифровать, расшифровать и снова расшифровать — чтобы выполнять операции в аппаратных реализациях было проще.

Наша обратная реализация Triple DES превратится в аппаратную реализацию DES. Это может быть очень удобно в разных ситуациях для задачи обратной совместимости.

Где применялся DES? Вообще везде. Его до сих пор иногда можно пронаблюдать для TLS, существуют cipher suite для TLS, использующие Triple DES и DES. Но там он активно отмирает, поскольку речь идет про софт. Софт легко апдейтится.

А вот в банкоматах он отмирал очень долго, и я не уверен, что окончательно умер. Не знаю, нужна ли отдельная лекция о том, как указанная конструкция устроена в банкоматах. Если коротко, клавиатура, где вы вводите PIN, — самодостаточная вещь в себе. В нее загружены ключи, и наружу она выдает не PIN, а конструкцию PIN-блок. Конструкция зашифрована — например, через DES. Поскольку банкоматов огромное количество, то среди них много старых и до сих пор можно встретить банкомат, где внутри коробки реализован даже не Triple DES, а обычный DES.

Однажды DES стал показывать свой возраст, с ним стало тяжело, и люди решили придумать нечто поновее. Американская контора по стандартизации, которая называется NIST, сказала: давайте проведем конкурс и выберем новый классный шифр. Им стал AES.

DES расшифровывается как digital encrypted standard. AES — advanced encrypted standard. Размер блока в AES — 128 бит, а не 64. Это важно с точки зрения криптографии. Размер ключа у AES — 128, 192 или 256 бит. В AES не используется сеть Фейстеля, но он тоже многораундовый, в нем тоже несколько раз повторяются относительно примитивные операции. Для 128 бит используется 10 раундов, для 256 — 14.

Сейчас покажу, как устроен каждый раунд. Первый и последний раунды чуть отличаются от стандартной схемы — тому есть причины.

Как и в DES, в каждом раунде AES есть свои раундовые ключи. Все они генерируются из ключа шифрования для алгоритма. В этом месте AES работает так же, как DES. Берется 128-битный ключ, из него генерируется 10 подключей для 10 раундов. Каждый подключ, как и в DES, применяется на каждом конкретном раунде.

Каждый раунд состоит из четырех довольно простых операций. Первый раунд — подстановка по специальной таблице.

В AES мы строим байтовую матрицу размером 4 на 4. Каждый элемент матрицы — байт. Всего получается 16 байт или 128 бит. Они и составляют блок AES целиком.

Вторая операция — побайтовый сдвиг.

Устроен он несложно, примитивно. Мы берем матрицу 4 на 4. Первый ряд остается без изменений, второй ряд сдвигается на 1 байт влево, третий — на 2 байта, четвертый — на 3, циклично.

Далее мы производим перемешивание внутри колонок. Это тоже очень несложная операция. Она фактически переставляет биты внутри каждой колонки, больше ничего не происходит. Можно считать ее умножением на специальную функцию.

Четвертая, вновь очень простая операция — XOR каждого байта в каждой колонке с соответствующим байтом ключа. Получается результат.

В первом раунде лишь складываются ключи, а три других операции не используются. В последнем раунде не происходит подобного перемешивания столбцов:

Дело в том, что это не добавило бы никакой криптографической стойкости и мы всегда можем обратить последний раунд. Решили не тормозить конструкцию лишней операцией.

Мы повторяем 4 описанных шага 10 раз, и на выходе из 128-битного блока снова получаем 128-битный блок.

Какие достоинства у AES? Он оперирует байтами, а не битами, как DES. AES намного быстрее в софтовых реализациях. Если сравнить скорость выполнения AES и DES на современной машине, AES окажется в разы быстрее, даже если говорить о реализации исключительно в программном коде.

Производители современных процессоров, Intel и AMD, уже разработали ассемблерные инструкции для реализации AES внутри чипа, потому что стандарт довольно несложный. Как итог — AES еще быстрее. Если через DES на современной машинке мы можем зашифровать, например, 1-2 гигабита, то 10-гигабитный AES-шифратор находится рядом и коммерчески доступен обычным компаниям.

Блочный алгоритм шифрует блок в блок. Он берет блок на 128 или 64 бита и превращает его в блок на 128 или 64 бита.

А что мы будем делать, если потребуется больше, чем 16 байт?

Первое, что приходит в голову, — попытаться разбить исходное сообщение на блоки, а блок, который останется неполным, дополнить стандартной, известной и фиксированной последовательностью данных.

Да, очевидно, побьем всё на блоки по 16 байт и зашифруем. Такое шифрование называется ECB — electronic code boot, когда каждый из блоков по 16 байт в случае AES или по 8 байт в случае DES шифруется независимо.

Шифруем каждый блок, получаем шифротекст, складываем шифротексты и получаем полный результат.

Примерно так выглядит картинка, зашифрованная в режиме ECB. Даже если мы представим себе, что шифр полностью надежен, кажется, что результат менее чем удовлетворительный. В чем проблема? В том, что это биективное отображение. Для одинакового входа всегда получится одинаковый выход, и наоборот — для одинакового шифротекста всегда получится одинаковый открытый текст.

Надо бы как-нибудь исхитриться и сделать так, чтобы результат на выходе все время получался разным, в зависимости от местонахождения блока — несмотря на то, что на вход подаются одинаковые блоки шифротекста. Первым способом решения стал режим CBC.

Мы не только берем ключ и открытый текст, но и генерируем случайное число, которое не является секретным. Оно размером с блок. Называется оно инициализационным вектором.

При шифровании первого блока мы берем инициализационный вектор, складываем его по модулю 2 с открытым текстом и шифруем. На выходе — шифротекст. Дальше складываем полученный шифротекст по модулю 2 со вторым блоком и шифруем. На выходе — второй блок шифротекста. Складываем его по модулю 2 с третьим блоком открытого текста и шифруем. На выходе получаем третий блок шифротекста. Здесь видно сцепление: мы каждый следующий блок сцепляем с предыдущим.

В результате получится картинка, где всё, начиная со второго блока, равномерно размазано, а первый блок каждый раз зависит от инициализационного вектора. И она будет абсолютно перемешана. Здесь все неплохо.

Однако у CBC есть несколько проблем.

О размере блока. Представьте: мы начали шифровать и, допустим, у нас DES. Если бы DES был идеальным алгоритмом шифрования, выход DES выглядел бы как равномерно распределенные случайные числа длиной 64 бита. Какова вероятность, что в выборке из равномерно распределенных случайных чисел длиной 64 бита два числа совпадут для одной операции? 1/(2⁶⁴). А если мы сравниваем три числа? Давайте пока прервемся.

habr.com

Классический криптоанализ / Habr

На протяжении многих веков люди придумывали хитроумные способы сокрытия информации — шифры, в то время как другие люди придумывали еще более хитроумные способы вскрытия информации — методы взлома.

В этом топике я хочу кратко пройтись по наиболее известным классическим методам шифрования и описать технику взлома каждого из них.

Шифр Цезаря

Самый легкий и один из самых известных классических шифров — шифр Цезаря отлично подойдет на роль аперитива.
Шифр Цезаря относится к группе так называемых одноалфавитных шифров подстановки. При использовании шифров этой группы «каждый символ открытого текста заменяется на некоторый, фиксированный при данном ключе символ того же алфавита» wiki.

Способы выбора ключей могут быть различны. В шифре Цезаря ключом служит произвольное число k, выбранное в интервале от 1 до 25. Каждая буква открытого текста заменяется буквой, стоящей на k знаков дальше нее в алфавите. К примеру, пусть ключом будет число 3. Тогда буква A английского алфавита будет заменена буквой D, буква B — буквой E и так далее.

Для наглядности зашифруем слово HABRAHABR шифром Цезаря с ключом k=7. Построим таблицу подстановок:

a

b

c

d

e

f

g

h

i

j

k

l

m

n

o

p

q

r

s

t

u

v

w

x

y

z

h

i

j

k

l

m

n

o

p

q

r

s

t

u

v

w

x

y

z

a

b

c

d

e

f

g

И заменив каждую букву в тексте получим: C(‘HABRAHABR’, 7) = ‘OHIYHOHIY’.

При расшифровке каждая буква заменяется буквой, стоящей в алфавите на k знаков раньше: D(‘OHIYHOHIY’, 7) = ‘HABRAHABR’.

Криптоанализ шифра Цезаря

Малое пространство ключей (всего 25 вариантов) делает брут-форс самым эффективным и простым вариантом атаки.
Для вскрытия необходимо каждую букву шифртекста заменить буквой, стоящей на один знак левее в алфавите. Если в результате этого не удалось получить читаемое сообщение, то необходимо повторить действие, но уже сместив буквы на два знака левее. И так далее, пока в результате не получится читаемый текст.

Аффиный шифр

Рассмотрим немного более интересный одноалфавитный шифр подстановки под названием аффиный шифр. Он тоже реализует простую подстановку, но обеспечивает немного большее пространство ключей по сравнению с шифром Цезаря. В аффинном шифре каждой букве алфавита размера m ставится в соответствие число из диапазона 0… m-1. Затем при помощи специальной формулы, вычисляется новое число, которое заменит старое в шифртексте.

Процесс шифрования можно описать следующей формулой:

,

где x — номер шифруемой буквы в алфавите; m — размер алфавита; a, b — ключ шифрования.

Для расшифровки вычисляется другая функция:

,

где a^-1 — число обратное a по модулю m. Это значит, что для корректной расшифровки число a должно быть взаимно простым с m.

С учетом этого ограничения вычислим пространство ключей аффиного шифра на примере английского алфавита. Так как английский алфавит содержит 26 букв, то в качестве a может быть выбрано только взаимно простое с 26 число. Таких чисел всего двенадцать: 1, 3, 5, 7, 9, 11, 15, 17, 19, 21, 23 и 25. Число b в свою очередь может принимать любое значение в интервале от 0 до 25, что в итоге дает нам 12*26 = 312 вариантов возможных ключей.

Криптоанализ аффиного шифра

Очевидно, что и в случае аффиного шифра простейшим способом взлома оказывается перебор всех возможных ключей. Но в результате перебора получится 312 различных текстов. Проанализировать такое количество сообщений можно и в ручную, но лучше автоматизировать этот процесс, используя такую характеристику как частота появления букв.

Давно известно, что буквы в естественных языках распределены не равномерно. К примеру, частоты появления букв английского языка в текстах имеют следующие значения:

Т.е. в английском тексте наиболее встречающимися буквами будут E, T, A. В то время как самыми редкими буквами являются J, Q, Z. Следовательно, посчитав частоту появления каждой буквы в тексте мы можем определить насколько частотная характеристика текста соответствует английскому языку.

Для этого необходимо вычислить значение:

,

где n_i — частота i-й буквы алфавита в естественном языке. И f_i — частота i-й буквы в шифртексте.

Чем больше значение χ, тем больше вероятность того, что текст написан на естественном языке.

Таким образом, для взлома аффиного шифра достаточно перебрать 312 возможных ключей и вычислить значение χ для полученного в результате расшифровки текста. Текст, для которого значение χ окажется максимальным, с большой долей вероятности и является зашифрованным сообщением.

Разумеется следует учитывать, что метод не всегда работает с короткими сообщениями, в которых частотные характеристики могут сильно отличатся от характеристик естественного языка.

Шифр простой замены

Очередной шифр, относящийся к группе одноалфавитных шифров подстановки. Ключом шифра служит перемешанный произвольным образом алфавит. Например, ключом может быть следующая последовательность букв: XFQABOLYWJGPMRVIHUSDZKNTEC.

При шифровании каждая буква в тексте заменяется по следующему правилу. Первая буква алфавита замещается первой буквой ключа, вторая буква алфавита — второй буквой ключа и так далее. В нашем примере буква A будет заменена на X, буква B на F.

При расшифровке буква сперва ищется в ключе и затем заменяется буквой стоящей в алфавите на той же позиции.

Криптоанализ шифра простой замены

Пространство ключей шифра простой замены огромно и равно количеству перестановок используемого алфавита. Так для английского языка это число составляет 26! = 2⁸⁸. Разумеется наивный перебор всех возможных ключей дело безнадежное и для взлома потребуется более утонченная техника, такая как поиск восхождением к вершине:

1. Выбирается случайная последовательность букв — основной ключ. Шифртекст расшифровывается с помощью основного ключа. Для получившегося текста вычисляется коэффициент, характеризующий вероятность принадлежности к естественному языку.
2. Основной ключ подвергается небольшим изменениям (перестановка двух произвольно выбранных букв). Производится расшифровка и вычисляется коэффициент полученного текста.
3. Если коэффициент выше сохраненного значения, то основной ключ заменяется на модифицированный вариант.
4. Шаги 2-3 повторяются пока коэффициент не станет постоянным.

Для вычисления коэффициента используется еще одна характеристика естественного языка — частота встречаемости триграмм.
Чем ближе текст к английскому языку тем чаще в нем будут встречаться такие триграммы как THE, AND, ING. Суммируя частоты появления в естественном языке всех триграмм, встреченных в тексте получим коэффициент, который с большой долей вероятности определит текст, написанный на естественном языке.

Шифр Полибия

Еще один шифр подстановки. Ключом шифра является квадрат размером 5*5 (для английского языка), содержащий все буквы алфавита, кроме J.

При шифровании каждая буква исходного текста замещается парой символов, представляющих номер строки и номер столбца, в которых расположена замещаемая буква. Буква a будет замещена в шифртексте парой BB, буква b — парой EB и так далее. Так как ключ не содержит букву J, перед шифрованием в исходном тексте J следует заменить на I.

Например, зашифруем слово HABRAHABR. C(‘HABRAHABR’) = ‘AB BB EB DA BB AB BB EB DA’.

Криптоанализ шифра Полибия

Шифр имеет большое пространство ключей (25! = 2⁸³ для английского языка). Однако единственное отличие квадрата Полибия от предыдущего шифра заключается в том, что буква исходного текста замещается двумя символами.

Поэтому для атаки можно использовать методику, применяемую при взломе шифра простой замены — поиск восхождением к вершине.
В качестве основного ключа выбирается случайный квадрат размером 5*5. В ходе каждой итерации ключ подвергается незначительным изменениям и проверяется насколько распределение триграмм в тексте, полученном в результате расшифровки, соответствует распределению в естественном языке.

Перестановочный шифр

Помимо шифров подстановки, широкое распространение также получили перестановочные шифры. В качестве примера опишем Шифр вертикальной перестановки.

В процессе шифрования сообщение записывается в виде таблицы. Количество колонок таблицы определяется размером ключа. Например, зашифруем сообщение WE ARE DISCOVERED. FLEE AT ONCE с помощью ключа 632415.

Так как ключ содержит 6 цифр дополним сообщение до длины кратной 6 произвольно выбранными буквами QKJEU и запишем сообщение в таблицу, содержащую 6 колонок, слева направо:

Для получения шифртекста выпишем каждую колонку из таблицы в порядке, определяемом ключом: EVLNE ACDTK ESEAQ ROFOJ DEECU WIREE.

При расшифровке текст записывается в таблицу по колонкам сверху вниз в порядке, определяемом ключом.

Криптоанализ перестановочного шифра

Лучшим способом атаки шифра вертикальной перестановки будет полный перебор всех возможных ключей малой длины (до 9 включительно — около 400 000 вариантов). В случае, если перебор не дал желаемых результатов, можно воспользоваться поиском восхождением к вершине.

Для каждого возможного значения длины осуществляется поиск наиболее правдоподобного ключа. Для оценки правдоподобности лучше использовать частоту появления триграмм. В результате возвращается ключ, обеспечивающий наиболее близкий к естественному языку текст расшифрованного сообщения.

Шифр Плейфера

Шифр Плейфера — подстановочный шифр, реализующий замену биграмм. Для шифрования необходим ключ, представляющий собой таблицу букв размером 5*5 (без буквы J).

Процесс шифрования сводится к поиску биграммы в таблице и замене ее на пару букв, образующих с исходной биграммой прямоугольник.
Рассмотрим, в качестве примера следующую таблицу, образующую ключ шифра Плейфера:

Зашифруем пару ‘WN’. Буква W расположена в первой строке и первой колонке. А буква N находится во второй строке и третьей колонке. Эти буквы образуют прямоугольник с углами W-E-S-N. Следовательно, при шифровании биграмма WN преобразовывается в биграмму ES.
В случае, если буквы расположены в одной строке или колонке, результатом шифрования является биграмма расположенная на одну позицию правее/ниже. Например, биграмма NG преобразовывается в биграмму GP.

Криптоанализ шифра Плейфера

Так как ключ шифра Плейфера представляет собой таблицу, содержащую 25 букв английского алфавита, можно ошибочно предположить, что метод поиска восхождением к вершине — лучший способ взлома данного шифра. К сожалению, этот метод не будет работать. Достигнув определенного уровня соответствия текста, алгоритм застрянет в точке локального максимума и не сможет продолжить поиск.
Чтобы успешно взломать шифр Плейфера лучше воспользоваться алгоритмом имитации отжига.

Отличие алгоритма имитации отжига от поиска восхождением к вершине заключается в том, что последний на пути к правильному решению никогда не принимает в качестве возможного решения более слабые варианты. В то время как алгоритм имитации отжига периодически откатывается назад к менее вероятным решениям, что увеличивает шансы на конечный успех.

Суть алгоритма сводится к следующим действиям:

1. Выбирается случайная последовательность букв — основной-ключ. Шифртекст расшифровывается с помощью основного ключа. Для получившегося текста вычисляется коэффициент, характеризующий вероятность принадлежности к естественному языку.
2. Основной ключ подвергается небольшим изменениям (перестановка двух произвольно выбранных букв, перестановка столбцов или строк). Производится расшифровка и вычисляется коэффициент полученного текста.
3. Если коэффициент выше сохраненного значения, то основной ключ заменяется на модифицированный вариант.
4. В противном случае замена основного ключа на модифицированный происходит с вероятностью, напрямую зависящей от разницы коэффициентов основного и модифицированного ключей.
5. Шаги 2-4 повторяются около 50 000 раз.

Алгоритм периодически замещает основной ключ, ключом с худшими характеристиками. При этом вероятность замены зависит от разницы характеристик, что не позволяет алгоритму принимать плохие варианты слишком часто.

Для расчета коэффициентов, определяющих принадлежность текста к естественному языку лучше всего использовать частоты появления триграмм.

Шифр Виженера

Шифр Виженера относится к группе полиалфавитных шифров подстановки. Это значит, что в зависимости от ключа одна и та же буква открытого текста может быть зашифрована в разные символы. Такая техника шифрования скрывает все частотные характеристики текста и затрудняет криптоанализ.

Шифр Виженера представляет собой последовательность нескольких шифров Цезаря с различными ключами.

Продемонстрируем, в качестве примера, шифрование слова HABRAHABR с помощью ключа 123. Запишем ключ под исходным текстом, повторив его требуемое количество раз:

Цифры ключа определяют на сколько позиций необходимо сдвинуть букву в алфавите для получения шифртекста. Букву H необходимо сместить на одну позицию — в результате получается буква I, букву A на 2 позиции — буква C, и так далее. Осуществив все подстановки, получим в результате шифртекст: ICESCKBDU.

Криптоанализ шифра Виженера

Первая задача, стоящая при криптоанализе шифра Виженера заключается в нахождении длины, использованного при шифровании, ключа.

Для этого можно воспользоваться индексом совпадений.

Индекс совпадений — число, характеризующее вероятность того, что две произвольно выбранные из текста буквы окажутся одинаковы.
Для любого текста индекс совпадений вычисляется по формуле:

,

где f_i — количество появлений i-й буквы алфавита в тексте, а n — количество букв в тексте.

Для английского языка индекс совпадений имеет значение 0.0667, в то время как для случайного набора букв этот показатель равен 0.038.
Более того, для текста зашифрованного с помощью одноалфавитной подстановки, индекс совпадений также равен 0.0667. Это объясняется тем, что количество различных букв в тексте остается неизменным.

Это свойство используется для нахождения длины ключа шифра Виженера. Из шифртекста по очереди выбираются каждая вторая буквы и для полученного текста считается индекс совпадений. Если результат примерно соответствует индексу совпадений естественного языка, значит длина ключа равна двум. В противном случае из шифртекста выбирается каждая третья буква и опять считается индекс совпадений. Процесс повторяется пока высокое значение индекса совпадений не укажет на длину ключа.

Успешность метода объясняется тем, что если длина ключа угадана верно, то выбранные буквы образуют шифртекст, зашифрованный простым шифром Цезаря. И индекс совпадений должен быть приблизительно соответствовать индексу совпадений естественного языка.
После того как длина ключа будет найдена взлом сводится к вскрытию нескольких шифров Цезаря. Для этого можно использовать способ, описанный в первом разделе данного топика.

P.S.

Исходники всех вышеописанных шифров и атак на них можно посмотреть на GitHub.

Ссылки

1. Криптоанализ классических шифров на сайте practicalcryptography.com.
2. Частотные характеристики английского языка на сайте practicalcryptography.com
3. Описание алгоритма имитации отжига на wikipedia
4. Описание поиска восхождением к вершине на wikipedia

habr.com

история первых шифров / Habr

Криптография и шифрование тысячи лет используются людьми для защиты своих секретов. С некоторой долей условности эту историю можно начать с Древнего Египта.

Древний Египет

Самый древний текст с элементами криптографии найден в гробнице древнеегипетского вельможи Хнумхотепа II, наследного князя и номарха города Менат-Хуфу, жившего почти 4000 лет назад. Где-то около 1900 г до н.э. писарь Хнумхотепа описывал жизнь своего господина в его гробнице. Среди иероглифов он использовал несколько необычных символов, которые скрывают прямое значение текста. Такой метод шифрования фактически представляет собой шифр подстановки, когда элементы исходного текста заменяются другими элементами по определённым правилам.
Символы из гробницы Хнумхотепа II и их расшифровка

По мере развития египетской культуры замены иероглифов встречались всё чаще. Есть разные версии, почему египтяне использовали такую систему шифрования. По одной версии, они хотели охранить свои религиозные ритуалы от обычных людей. По другой версии, таким образом писцы придавали тексту некий формальный вид, как в наше время юристы используют специфические выражения для замены обычных слов. Как и сейчас, египетская криптография тоже могла быть способом писца впечатлить других людей — показать, что он может изъясняться на более высоком уровне, чем они.

Древняя Греция

Примерно в 500 г до н.э. спартанцы разработали устройство под названием скитала, созданное для отправки и получения секретных сообщений. Оно представляло собой цилиндр, обёрнутый по спирали узкой полоской пергамента. Послание писалось вдоль скиталы, но если полоску развернуть, оно становилось нечитаемым. Для прочтения текста требовалась скитала такого же диаметра. Только в этом случае буквы становились в ряд, чтобы восстановить оригинальное сообщение.

Пример скиталы

Скитала является примером перестановочного шифра, в котором элементы исходного текста меняют местами, а не заменяют другими символами. По современным стандартам скиталу было бы очень просто взломать, но 2500 лет назад очень мало людей умели читать и писать. Скитала обеспечила спартанцам защищённую связь.

Древний Рим

Самый ранний известный способ военного применения криптографии принадлежит Юлию Цезарю. Около 2000 лет назад Цезарь, будучи полководцем римской армии, решил проблему безопасных коммуникаций со своими полками. Проблема была в том, что гонцы с секретными военными сообщениями часто перехватывались неприятелем. Цезарь разработал шифр подстановки, в котором заменял одни буквы другими. Только тот, кто знал таблицу подстановки, мог расшифровать секретное сообщение. Теперь, даже если гонец попадёт в руки врага, шифровки не будут рассекречены. Это дало римлянам огромное преимущество в войне.
Пример шифра подстановки

В отличие от примера на этой иллюстрации, Цезарь обычно просто сдвигал буквы на некое определённое число. Это число было шифровальным ключом для его алгоритма. Случайный порядок замены символов обеспечивает гораздо лучшую безопасность благодаря большему количеству возможных таблиц замены.

Шифр Альберти-Виженера

В середине 15 века итальянский учёный, архитектор, скульптор, художник и математик Леон Батиста Альберти изобрёл систему шифрования на основе шифровального диска. Это было механическое устройство со скользящими дисками, которые допускали много разных методов подстановки символов. Это базовая концепция многоалфавитного шифра, в котором метод шифрования меняется непосредственно в процессе шифрования. В своей книге «Взломщики кодов» Дэвид Кан называет Альберти «отцом западной криптографии». Альберти никогда не реализовал свою концепцию шифровального диска, она осталась только на бумаге.
Шифровальный диск

В 16 веке французский дипломат Блез Виженер на основе концепции многоалфавитного шифра Альберти создал шифр, который получил название шифра Виженера. Он работает точно как система Цезаря за исключением того, что ключ меняется в процессе шифрования. В шифре Виженера применяется решётка из букв, которая задаёт метод подстановки. Её называют квадратом Виженера или таблицей Виженера. Решётка состоит из 26 строк алфавита со смещением на один символ друг относительно друга.

Метод смены одного ключа на другой следует простому шаблону. В качестве ключа шифрования выбирается специальное секретное слово. Каждый символ в исходном тексте заменяется с использованием таблицы. Чтобы определить, на какую букву нужно заменить первый символ, мы совмещаем первый символ исходного текста (по одной оси) с первым символом секретного слова (по другой оси). Метод повторяется для второй и каждой последующей букв, секретное слово используется многократно, пока не закончатся символы в исходном тексте.

Предположим, что нужно зашифровать такую фразу:

ATTACKATDAWN («Нападение на рассвете»)

Отправитель послания выбирает секретное слово и повторяет его до окончания исходного текста. Например, LEMON.

LEMONLEMONLE

Для зашифровки первого символа нужно совместить строку A со столбцом L (в результате получается L), для шифрования второго символа — строку T со столбцом E (в результате получается X) и так далее. Вот как выглядит результат:

Исходный текст:   ATTACKATDAWN
Ключевое слово:   LEMONLEMONLE
Шифротекст:       LXFOPVEFRNHR

Расшифровка выполняется таким же способом: буква в тексте послания (диагональные строки таблицы) совмещается с буквой секретного слова в столбцах или строках таблицы.

Дисковый шифр Джефферсона

В конце 18 века Томас Джефферсон придумал шифровальную систему, очень похожую на шифр Виженера, но с лучшей защитой. Его шифратор состоял из 26 дисков с буквами алфавита, случайно размещёнными на каждом. Диски были пронумерованы и установлены на цилиндр в определённом порядке. Ключом является порядок дисков на оси.
Дисковый шифр Джефферсона

Чтобы зашифровать сообщение, нужно составить исходный текст в одной из строк цилиндра. Зашифрованным текстом будет любая другая строка. Получатель сообщения должен расположить диски в правильном порядке, после чего составить строку зашифрованного текста на цилиндре. Затем быстрый визуальный осмотр цилиндра сразу выявит текст исходного сообщения. Практически нулевая вероятность, что в строках цилиндра появится два не лишённых смысла сообщения.

Как и Альберти, Джефферсон никогда не использовал свою систему шифрования. В начале 20 века шифровальщики американской армии придумали заново цилиндр Джефферсона, ничего не зная об этом изобретении. Джефферсон опередил своё время более чем на сто лет. Армия США использовала такую систему шифрования с 1923 по 1942 годы.

habr.com

Онлайн калькулятор: Шифр Виженера

Так как Шифр Цезаря у нас уже есть, было бы логично дополнить его калькулятором, который шифрует/расшифровывает текст используя шифр Виженера.

Суть алгоритма шифрования проста. Шифр Виженера — это последовательность шифров Цезаря с различными значениями сдвига (ROTX — см. Шифр Цезаря). То есть к первой букве текста применяется преобразование, например, ROT5, ко второй, например, ROT17, и так далее. Последовательность применяемых преобразований определяется ключевой фразой, в которой каждая буква слова обозначает требуемый сдвиг, например, фраза ГДЕ ОН задает такую последовательность шифров Цезаря: ROT3-ROT4-ROT5-ROT15-ROT14, которая повторяется, пока не будет зашифрован весь текст сообщения.

Как повествует Википедия, шифр Виженера является шифром подстановки, то есть шифром, в котором каждая буква исходного текста заменяется буквой шифр-текста. Для вскрытия подобных шифров используется частотный криптоанализ.

Еще там можно прочитать про вариант шифра с бегущим ключом (running key), который был когда-то был невзламываемым. Этот вариант заключается в использовании в качестве ключа блока текста, равного по длине исходному тексту. Впрочем, и этот вариант, как оказалось, успешно поддается взлому. Проблема с бегущим ключом шифра Виженера состоит в том, что криптоаналитик имеет статистическую информацию о ключе (учитывая, что блок текста написан на известном языке) и эта информация будет отражаться в шифрованном тексте. Если ключ действительно случайный, его длина равна длине сообщения и он использовался единожды, то шифр Виженера теоретически будет невзламываемым, но такие системы уже относятся к классу систем одноразового кода, или одноразового шифр-блокнота (one-time pad). Они действительно не поддаются взлому, однако их практическое применение довольно затруднительно.

Шифр Виженера

АлфавитАнглийскийИспанскийРусскийРусский (без ё)Квадрат Виженера начинается сROT0 («a» преобразуется в «а»)ROT1 («а» преобразуется в «б») Карл у Клары украл кораллыПреобразование

Преобразованный текст

 

save Сохранить share Поделиться extension Виджет

planetcalc.ru

Элементарная криптография / Habr

Под катом:

• Шифр Цезаря
• Шифр пар
• Шифр четырех квадратов
• Матричный шифр
• Шифр ADFGX
• Шифр Виженера

Шифр Цезаря

Каждую букву заменяют на третью (или N-ю) по алфавиту после нее.

а б в г д е ё ж з и й к л м н о п р с т у ф х ц ч ш щ ъ ы ь э ю я
б в г д е ё ж з и й к л м н о п р с т у ф х ц ч ш щ ъ ы ь э ю я а
в г д е ё ж з и й к л м н о п р с т у ф х ц ч ш щ ъ ы ь э ю я а б
г д е ё ж з и й к л м н о п р с т у ф х ц ч ш щ ъ ы ь э ю я а б в
…

Сообщение: хабрахабр
Шифр:         шгдугшгду

Шифр пар

Алфавит случайным образом записывают в 2 строки, и шифрования текста происходит заменой буквы на соседнюю ей по вертикали.
Пример таблицы:

в ы э ё у ж и ф м н о ъ к п а р я
е т х й ш ю д ь  б щ з с ц г ч л —

Сообщение: хабрахабр
Шифр:         эчмлчэчмл

Шифр четырех квадратов

Строят 4 квадрата размера 5х5 или 4х4 (в зависимости от объема алфавита). В каждый из них случайным образом записывают алфавит.

Шифрование: Выбирая по 2 буквы сообщения, находим их соответственно в левом верхнем и правом нижнем квадрате.
Для шифра используем 2 буквы, формирующих с выбранными вершины прямоугольника (слева направо)

Сообщение: хабрахабр (ха бр ах аб рр)
Шифр:         днедлягозн (дн ед ля го зн)

Матричный шифр

Подготавливаем матрицу MxN.
Подготавливаем два ключа K_M и K_N.

1) Сообщение по строкам записываем в матрицу MxN.
2) По краям матрицы записываем ключи.
3) Строки переставляем так, чтобы буквы ключа стали упорядоченными по алфавиту.
То же делаем со столбцами.
4) Списываем буквы из матрицы по столбцам.

Размеры матрицы: M=4, N=5
Ключ K_M: пуля, K_N: дурак.

Сообщение: заголовок должен быть наполнен смыслом
Шифр:         еокьозобнлднжготлавымлмосаеооныооосолпно

Шифр ADFGX

В матрицу 5х5 случайным образом записывают (определенным образом) буквы латинского алфавита
Используем слово-ключ (например, formula).

Сообщение: one two three

1) каждой букве сообщения ставим в соответствие 2 буквы (по таблице).

2) полученный текст записываем под ключом:

3) переставляем столбцы так, чтобы буквы ключа упорядочились по алфавиту:

4) записываем буквы из полученной матрицы (по столбцам) в шифр.

Сообщение: one two three
Шифр:         ADXF DDDF FAFX XDDX FXDX FGXF XFXF

Шифр Виженера

На алфавите длиной N вводят операцию добавления (циклического сдвига) букв.

Пронумеровав буквы, добавляем их по модулю N (для англ. алфавита N=26).

Выбираем слово-ключ (пускай pass) и подписываем его под сообщением сколько нужно раз

Сообщение: search twitter
Шифр:         hesjrhloxtlwg

---

Для разминки предлагаю заинтересованным хабрапользователям составить пару шифров и дать возможность другим их отгадать, предварительно указав метод шифрования.

habr.com

Шифр Хила. Подробный разбор / Habr

В этой публикации я попытаюсь максимально подробно описать шифрования и дешифрование по алгоритму Хилла. Итак, без лишних слов сразу к делу.

Шифрование

Для того, чтобы зашифровать какой-либо текст по алгоритму Хилла необходимо проделать следующие шаги:

1. Создаем кодированный алфавит. Допустим мы хотим шифровать русский текст. Тогда длина алфавита будет 33 буквы. Целесообразно добавить к алфавиту еще 4 символа на выбор, я добавлю такие: «?», «.», «,»,» «. Это делается для того, чтобы длина алфавита была простым числом, т.е. числом, которое делится нацело только на себя и на 1. Это, конечно, не обязательно, но очень удобно, потому что для расшифровки необходимо, чтобы детерминант ключа и длина алфавита были взаимно простыми, т.е. не имели общих делителей кроме 1. Если длина алфавита – простое число, то таких ключей, для которых выполняется это условие значительно больше. Каждому символу нашего алфавита ставим в соответствие целочисленный код. Удобнее всего использовать просто номера букв. Таким образом получаем кодированный алфавит:

2. Теперь берем текст, который хотим зашифровать и кодируем его с помощью нашего алфавита. Возьмем для примера слово «ШИФР», его код будет таким: 25 9 21 17.
3. Теперь выбираем ключевое слово, или просто набор букв, который будем использовать в качестве ключа. Тут важно, чтобы длина этого ключевого слова была равна квадрату целого числа, т.е. 4, 9, 16, 25 и т.д. Только тогда мы сможем сделать из него квадратную матрицу, необходимую для шифрования. Я выбрал слово «АЛЬПИНИЗМ». Кодируем его с помощью нашего алфавита. Получаем: 0 12 29 16 9 14 9 8 13. Запишем ключ в виде матрицы 3х3:

   Ключ можно задавать сразу матрицей, если вам так удобней. Я же использовал ключевое слово.

4. Теперь надо разбить текст на блоки по n символов в каждом, где n-размерность матрицы, в моем случае – 3. Начнем разбивать:

   Первый блок: (25 9 21)

   На второй блок у нас осталось всего одно число – 17. Самое простое решение в таком случае: добавить столько символов, чтобы образовать целый блок. Я решил добавить пробелы.

   Тогда второй блок: (17 35 35)

5. Теперь шифруем наш текст. Для шифрования текста требуется провести матричное умножение каждого блока на матрицу ключа. Тут стоит заметить, что блоки можно было бы записывать не в строки, а в столбцы. Тогда мы бы умножали ключ на столбец, это не существенное различие.

   Также важным фактором для данного шифра является определитель матрицы ключа: он должен быть отличным от нуля, иначе расшифровку зашифрованного текста будет невозможно осуществить.

   Итак, умножаем первый блок на ключ:

   Умножаем второй блок на ключ:

   Матричное умножение — это не сложная операция, поэтому расписывать его подробно я не стал.
   Теперь нам нужно получившиеся матрицы разделить по модулю на 37, т.е. взять остаток от деления на 37.

   Делим первую матрицу:

   Делим вторую матрицу:

   Почему делим на 37? Потому что это длина нашего алфавита, будь у вас алфавит другой длины, вы бы делили на другое число. Например, для английского алфавита делим на 26, или 29, если вы добавили какие-то символы.

6. Теперь декодируем полученные матрицы с помощью нашего алфавита.

   Первая матрица: АЮН
   Вторая матрица: ЧХЯ

   Склеиваем две матрицы и получаем зашифрованный текст: АЮНЧХЯ
   

Дешифрование

Теперь переходим к дешифрованию. Дешифрование производим по следующему алгоритму:

1. Обратно кодируем шифротекст в цифры и разбиваем на блоки.
2. Находим определитель матрицы ключа:

   Нахождение определителя тоже очень простая операция, так что я ее не расписывал.

3. Теперь по расширенному алгоритму Евклида находим d, x, y.

   Описание и сам алгоритм я расписывать не буду. Информацию об этом алгоритме легко можно найти в Интернете. На вход алгоритма подаем det K и длину нашего алфавита. На выходе мы получим d=1, x=-4, y=41. Нас интересует только x.

4. Теперь сложная и важная вещь. Нам надо найти обратный детерминанту элемент в кольце по модулю 37. Для этого делаем следующее:

   • Если детерминант отрицательный, а x – положительный, то обратный элемент детерминанта будет равен x.
   • Если детерминант положительный, а x – отрицательный, то обратный элемент детерминанта будет равен 37+x.
   • Если детерминант положительный, и x – положительный, то обратный детерминанту элемент будет равен x.
   • Если детерминант и x – отрицательные, то обратный элемент будет равен -x.

   Этот алгоритм поиска обратного элемента я подобрал экспериментальным путем, т.к. не мог найти ровным счетом ничего полезного по этой теме. В любом случае, даже если этот алгоритм примитивный, он работает.

   Итак, наш детерминант равен 379, он положительный, а x равен -4 – отрицательный. Тогда обратный детерминанту элемент находим по формуле 37+x=37+(-4)=37-4=33.

5. Теперь еще один момент, с которым я долго мучился, потому что никакой полезной информации в Интернете найти не удалось. Надо найти матрицу обратную матрице ключа по модулю 37. Для того чтобы найти эту матрицу нам необходимо найти матрицу алгебраических дополнений ключа и обратный детерминант матрицы ключа (уже нашли в предыдущем пункте). Матрица алгебраических дополнений ищется тоже очень просто, это я расписывать не буду. В нашем случае она выглядит так:

   Теперь эту матрицу делим по модулю на 37, это я уже расписывал в шифровании. Получаем такую матрицу, тут важно не терять знаки у элементов (некоторые выполняют деление по модулю с потерей минусов, в данном алгоритме это недопустимо):

   Умножаем матрицу алгебраических дополнений на обратный детерминанту элемент. Получаем такую матрицу:

   Делим данну матрицу по модулю на 37:

   Транспонируем ее (меняем строки и столбцы местами):

   Теперь если элемент матрицы отрицательный, меняем его на другой, вычисленный по формуле 37+<элемент>:

   Последняя полученная матрица является обратной по модулю к матрице ключа. Если перемножить матрицу ключа и эту матрицу, а потом результат разделить по модулю на 37, мы получим единичную матрицу, т.е. матрицу вида:

6. Для дешифровки шифротекста умножаем строки шифротекста на матрицу обратную ключу.
   Умножаем первую строку:

   Умножаем вторую строку:

   Делим полученные строки на 37 по модулю:

   Склеиваем матрицы (25 9 21 13 35 35) и декодируем с помощью нашего алфавита: ШИФР.

   В итоге мы получили исходный текст с двумя лишними пробелами в конце, которые никакой роли не играют.
   

Спасибо за внимание!

habr.com

Сокровищница отечественной криптографии / ua-hosting.company corporate blog / Habr

В своей первой статье я писала о легендарном Блетчли-Парке и криптографической службе Великобритании военного периода, о шифровальных машинах Тьюринга и немецкой «Энигма». Сейчас речь пойдет о нашей отечественной криптографии. В СССР криптография была полностью закрытой дисциплиной, которая использовалась исключительно для нужд обороны и государственной безопасности, а потому не было необходимости в публичном освещении достижений в этой области.

Попытки создания аппаратов для автоматического шифрования

Многие согласятся с американский историком Дэвидом Каном в том, что «свой современный вид шифровальное дело получило благодаря телеграфу».
Россия. Конец ХIХ века. 1879 год. Главный механик, помощник начальника Петербургского почтово-телеграфного округа Деревянкин разработал оригинальный прибор для шифрования телерамм «Криптограф». Это устройство напоминало извеcтный шифратор эпохи Возрождения- диск Альберти. Итальянский архитектор, философ, живописец Альберти еще в ХVI веке создал собственный шифр, который назвал «шифром, достойным королей». Сам шифровальный диск представлял собой пару дисков, один из них вешний, неподвижный, второй -внутренний, подвижный. На внешнем были нанесены буквы в алфавитном порядке и цифры от 1 до 14; на внутреннем буквы были переставлены. Процесс шифрования заключался в нахождении буквы открытого текста на внешнем диске и замену ее на соответственно находящуюся под ней букву шифрованного текста. После шифрования нескольких слов внутренний диск сдвигался на один шаг. Ключом служил порядок расположения букв на внутреннем диске и его начальное положение относительно внешнего диска.

Применялись и другие примитивные шифровальные аппараты, в которых в основном реализовалась многоалфавитная замена. Работу с шифром «Лямбда» облегчали Механический шифратор «Скала» и разработанное в 1916 году подпоручиком Попазовым шифровальное устройство «Прибор Вави». «Скала» — деревянный прибор содержал вертикальную целлулоидную ламу с десятью пустыми клетками, размер которых совпадал с длиной шифровальных столбцов в книге. Шифровальщик вписывал в клетки ламы цифры, соответствующие указанному ключу (номеру столбца), и прикладывал прибор последовательно к шифровальным столбцам. Каждый раз получалась подстановка для шифрования.
Номер начального столбца шифровали особо. Для этого шифровальщик три раза подряд выписывал номер исходного столбца (3×4 = 12 цифр) и добавлял дважды записанный номер последнего используемого столбца (с той целью, чтобы помочь расшифровать текст при каких–либо сбоях или ошибках). В результате получался «указательный ряд» из двадцати цифр. Например: 2563 2563 2563 4812 4812. Далее брался столбец, указанный в качестве ключа цифирным отделением (столбец, выписанный на ламе), и столбец, стоящий рядом с ним (10+10=20 цифрам). Эта последовательность, называемая «календарным рядом», подписывалась под указательным рядом и производилось вычитание по модулю 10. Полученный ряд вставлялся в криптограмму в условном месте. «Прибор Вави» сделан по анологии «прибора Джефферсона», но вместо дисков использовались 20 колец надетых на цилиндр вплотную, на ребрах первого и последнего были нанесены цифры от 1 до 30 по порядку, а на остальных смешанно по 30 букв. При заданном расположении дисков, ключем являлись цифра, буква и «ключ шага» — две буквы, сообщение делилось на части по 17 букв сообщения, диски выставлялись так, чтобы на одной линии был ключ и 17 букв сообщения. Шифртекст считывался побуквенно и поочередно со строк, в котором на втором диске стояли буквы ключа шага.

Прибор «Скала» со вставленной ламой и первый лист перешифровального ключа «Лямбда»

аппарат Джефферсона

пример «аппарата Вави»

После победы Октябрьской революции применялись недостаточно стойкие ручные системы шифрования. Много зашифрованной информации РККА(Рабоче-Крестьянской Красной Армии) и Наркомата иностранных дел были успешно прочитаны белогвардейцами, поляками, англичанами, шведами. Но, и советским криптографам удавалось взломать системы шифрования противника. 5 мая 1921 года под содействием В.И. Ленина был создан Спецотдел ВЧК – единая отечественная криптографическая служба. Сотрудники других подразделений относились к Спецотделу скептически, так как там «никого не арестовывали и не допрашивали». Изначально он включал 6, позднее 7 отделений, но, собственно, криптографическими задачами занимались всего три из них. 2 отделение занималось теоретической разработкой вопросов криптографии, выработкой шрифтов и кодов ВЧК, состояло всего из 7 человек. Сотрудики 3 отделения( а их было трое) занимались «ведением шифрработ и руководством этой работы в ВЧК». Перед 4 отделением Спецотдела( 8 человек) стояла задача «открытие иностранных и антисоветских шрифтов и кодов, а также дешифровкой документов». Уже в 30 годах на лицо был тот факт, что имеющиеся ручные системы шифрования(сколько бы их не совершенствовали) уже не могли справиться с возрастающим потоком информации, из-за низкой скорости ее обработки. Для того, чтобы зашифровать приказ размером в полторы печатные страницы требовалось 4 — 5 часов, на расшифровку уходило столько же времени.

Передавая текст по телеграфным каналам, часто допускались ошибки, что, следовательно, увеличивало время обработки информации в три раза. «Кричаще-актуальной» в междувоенные годы стала разработка и развитие механических и электромеханических машин для шифрования текстов. Можно сказать наступила эпоха машинных шифров. Первым электромеханическим шифратором отечественного производства стала аппаратура засекречивания телефонных переговоров, выпущенная в 1927–28 годы. Специалисты Спецотдела ВЧК прекрасно осознавали необходимость незамедлительного создания шифровальной машины, так как надвигалась Вторая мировая война. Это означало, что нужно не только в кратчайшие сроки разработать, но и наладить производство современных шифровальных машин.
2 образца советской шифровальной машины были разработаны в технической лаборатории шифровальной службы под руководством И.П. Волоска в 1931 году: ШМВ-1. Машина в серию не пошла так как была довольно таки громоздкой, а что еще хуже механически ненадежной. На заводе № 209 ( позже имени А.А. Кулакова) была создана научно-производственная структура по разработке и выпуску техники особой секретности. Конструкция будущего аппарата разрабатывалась в течении целого года. Шифровальная машина В-4 была проста в использовании с минимальным набором органов управления. Вскоре была модернизирована и получил название М-100 «Спектр».

К тому времени отечественным специалистам уже были известны некоторые иностранные аналоги проектируемых в СССР «секреток». Так, американская установка с однократным инвертированием спектра использовалась в московском радиотелефонном центре, а шифратор фирмы Siemens был в1936 г. испытан на магистрали Москва– Ленинград; имелось также краткое рекламное описание переносного телефонного шифратора Siemens. Однако была необходима полная и достоверная информация по зарубежным шифраторам: рассматривалась возможность размещения заказов на разработку новой аппаратуры или приобретения готовой продукции. Через Технопромимпорт и Наркомат внешней торговли в начале1937 г. было запрошено более десятка европейских фирм, производивших аппаратуру надтонального телефонирования, в том числе Siemens&Halsкeи Lorenz (Германия), Bell Telephone (США)и Automatic Elektric (Бельгия), Standart Telephone and Cables (Великобритания) Hasler (Швейцария), а
также Ericsson (Швеция).

С распространенными зарубежными аналогами, которые работали по принципу механически программируемых дисковых шифраторов, шифровальная техника СССР имела мало чего общего. Шифровальная машина М-100 состояла из 3 основных узлов – клавиатуры с контактными группами, лентопротяжного механизма с трансмиттером и приспособления, устанавливаемого на клавиатуру пишущей машинки. Общий вес комплекта из семи упаковок достигал 116 кг. Аккумуляторы для автономного питания электрической части машины весили 32 кг. Тем не менее, данная техника выпускалась серийно и была успешно испытана в боевых условиях во время гражданской войны в Испании, на озере Хасан, на Халхин-Голе и во время советско-финской войны. Машина шифровала буквенные телеграммы со скоростью до 300 знаков в минуту.
В 1939 году была разработана новая шифрмашина с роторным шифратором К-37 «Кристалл». Весило такое устройство 19 килограммов, работало на шифре многоалфавитной замены. К-37 применялась в армейских сетях связи, для засекречивания телеграфных сообщений. В 1942 году была введена в эксплуатацию М-101, которая состояла из 2 агрегатов общим весом 64,5 кг. Машина получила название М-101 «Изумруд» и стала производиться параллельно с В-4 и М-100. Аппараты В-4 и М-101 «Изумруд» считались одними из самых криптографически стойких шифровальных устройств своего времени и использовались для обеспечения связи высшего звена управления стратегического уровня. Кроме того, «Изумруды» применялись в дальней бомбардировочной авиации. Известно, что в 1943 году в советские войска поставили 90 комплектов машин М-101.
Шифрмашины М-100 и М-101 конструктивно являлись сумматорами знаков открытого текста со знаками внешней гаммы, носителем которой являлись одноразовые ленты случайного двузначного кода. Основой работы механических рассеивающих устройств являлась схема случайного выбора шаров из урны с возвращением или без него. Однако заготовительные (рассеивающие) аппараты только в принципе могли образовывать случайную и равновероятную гамму.

Было ясно, что уникальная система машинного шифрования русских может быть уязвима только при наличии самой шифртехники и ключей к ней. Войсковым шифровальщикам доводилось работать в исключительных условиях – под огнём, в окопах, стогах, блиндажах, ночью при керосиновых лампах или свечах. В соответствии с инструкцией Генерального штаба они обеспечивались усиленной охраной. Случалось и так, что вместо охраны шифровальщик ставил перед собой канистру с бензином, укладывал рядом гранаты и вынимал из кобуры пистолет.
Приказ Гитлера по вермахту от августа 1942 года гласил: «Кто возьмёт в плен русского шифровальщика, либо захватит русскую шифровальную технику, будет награжден Железным крестом, отпуском на родину и обеспечен работой в Берлине, а после окончания войны – поместьем в Крыму»

За годы войны советские инженеры совершили прорыв в области шифрования. C 1941 по 1947 год было передано в общей сложности свыше 1,6 миллиона шифрованных телеграмм и кодограмм. Как пишет автор нескольких книг по криптографии Дмитрий Ларин, нагрузка на каналы связи порой достигала 1500 телеграмм в сутки. Криптографические школы подготовили и отправили на фронт более 5000 специалистов-шифровальщиков.

Шифровальный аппарат времен не Второй мировой войны, но о котором нельзя не написать

М-125 «Фиалка»

Серия преемников К-37 – роторные шифровальные машины появилась в 1962 году, самая известная была 10-роторная М-125 «Фиалка», которую СССР поставляло союзникам. Фиалку часто считают «внучкой» Энигмы, правда в ней меньшее количество дисков, а колеса вращаются в одну сторону. Кроме перфокарты используются буквенные ключи, на каждом диске есть своя буква, соответственно набираются диски на вал, потом согласно другого ключа они ставятся в определенную последовательность вращением. Эта модель свободна от недостатка Энигмы — исключения возможности шифрования буквы самой собой. Удивительная инженерная работа с романтическим названием «Фиалка» — советская шифровальная машина, созданная еще в 1950-е годы так и осталась не взломанной, высочайшее достижения инженерной мысли для разведки и контрразведки.

Историк криптографии Леонид Бутырский:

В настоящее время в России, как и во всём мире, происходит частичное «открытие» криптографии, которая всё более широко используется для публичных нужд. Широкой известностью пользуются в основном зарубежные достижения в области защиты информации. Но это обусловлено лишь настойчивостью зарубежных историографов, чьи публикации в открытых источниках рассказывают о достижениях и вкладе их соотечественников в эту некогда секретную область. За рубежом по этой теме выходят весьма интересные книги, даже снимаются видеосериалы.
Российские историки по ряду причин, не только финансового характера, существенно отстают от такой практики стран-лидеров в развитии криптографии. Возможности частичного рассекречивания и публичного освещения научных и практических достижений отечественной криптографии, в том числе деятельности знаковых фигур, используются далеко не полностью.

habr.com