12.1.2Скрытие сообщения с одноразовым блокнотом и ключевой фразой

В предыдущем протоколе необходимо, чтобы А и Б заранее договорились об одноразовом блокноте. Это не всегда возможно, тогда можно предложить протокол, требующий от А и Б знания одной ключевой фразы. Ключевая фраза может быть взята из книги. Цель — передать ключ.

А, передает следующую конструкцию: К_АБ(ключевая фраза), К_АБ(сообщение). Б, зная ключевую фразу, вычисляет ключ, а затем полученным ключом дешифрует сообщение. Скрытие сообщения от С производится тем же способом, что и ранее.

Здесь предполагается, что ключевая фраза не короче сообщения. В противном случае при шифровании сообщения потребуется текущую гамму дублировать, хотя последнее тоже возможно.

12.2Защищенный канал

12.2.1Протокол взаимоблокировки

А и В хотят обмениваться секретными сообщениями (передачи в обе стороны), С – активный злоумышленник, пытающийся контролировать трафик при помощи атаки «человек посередине».

Рассмотрим сначала обычную схему взаимодействия А и В.

1. А -> В : К_А^О

2. В -> А : К_В^О

3. А -> В : К_В^О (сообщениеА)

4. В -> А : К_А^О (сообщениеВ)

5. А и В расшифровывают полученные сообщения своими закрытыми ключами.

Активный злоумышленник С может вмешаться в этот протокол на шаге 1 и шаге 2, предложив А и В свой открытый ключ, вместо пересылаемых, а пересылаемые ключи запомнить. В дальнейшем он сможет расшифровывать все проходящие сообщения своим закрытым ключом и зашифровывать их ключами А и В так, что А и В не догадаются об атаке. Единственное, что может их насторожить, это, возможно, великоватое время передачи. Такие действия злоумышленника называются атака «человек посередине».

А и В могут защититься от этой атаки. То есть сделать так, что они смогут распознать вмешательство и начать протокол заново. Обратите внимание на то, что атака «отказ в обслуживании» злоумышленнику удается, так как он может снова и снова вмешиваться, не давая тем самым А и В связаться.

Итак, протокол взаимоблокировки. Первые два этапа остаются прежними, а дальнейшая передача сообщений идет половинными порциями, причем половины берутся таким образом, чтобы невозможно было их дешифрование. Например, первая половина сообщения состоит из левых половин всех блоков шифрования, а вторая – из правых. Таким образом, перехватив первую часть сообщения, злоумышленник не может ее обработать алгоритмом шифрования.

1. А -> В : К_А^О

2. В -> А : К_В^О

3. А -> В : К_В^О (1 половина сообщения А)

4. В -> А : К_А^О (1 половина сообщения В)

5. А -> В : К_В^О (2 половина сообщения А)

6. В -> А : К_А^О (2 половина сообщения В)

7. А и В расшифровывают полученные сообщения своими закрытыми ключами.

Если злоумышленник подменит ключи на этапах 1 и 2, то на шаге 3 он не сможет отправить В разумную половину, так как полученная им половина без второй части не расшифровывается. Злоумышленник может предположить, что содержится в передаваемом документе и предложить свой вариант текста, но это - не очень удачная идея. Если обмен сообщениями между А и В на этом завершился, то у злоумышленника нет возможности передать истинные сообщения и тем самым скрыть свое вмешательство.

12.2.2В92 – протокол.

Цель алгоритма – составить секретный ключ.

Идея алгоритма – А передает В некоторую случайную последовательность бит, В пытается угадать эту последовательность. Из верно угаданных битов составляется ключ.

Метод – А и В сначала договариваются об используемых обозначениях бит, то есть об алфавитах. Алфавиты А и В разные, но связанные некоторым законом. То есть стороны договариваются о том, какими фотонами каждая из сторон будет обозначать 0 и 1. Инициатор отправляет фотоны, получатель, установив свои приемные фильтры, пытается зарегистрировать пришедшие фотоны. На основании полученной информации получатель приходит к мнению о том, где он угадал, и отправляет инициатору сообщение об этом.

Теперь подробнее.

Дано. Инициатор, то есть А выбирает две не ортогональные поляризации для фотонов. Получателю В требуется выбрать поляризацию, перпендикулярную выбранным А, причем поляризация фотона, обозначающего 0, у А и у В должны отличаться на 45 градусов. Аналогично для 1. То есть получается, что фотоны с 0 отправителя и с 1 получателя ортогональны. То есть перепутать 0 и 1 невозможно.

Например, алфавит А следующий: 0=, а 1=. Алфавит В: 0=, 1=. Здесь стрелками обозначены поляризации фотонов. Поскольку фотоны  и фотоны  образуют угол в 90 градусов, фотоны  и  тоже, то если получатель выставит фильтр в положение , фотон с поляризацией  не пройдет через этот фильтр. Аналогично для второй пары фотонов.

Рассмотрим пример. Пусть А сгенерировал случайную последовательность бит, сформировал последовательность фотонов в соответствии со своим алфавитом и отправил ее В:

1 0 1 0 0 0 1 1 1

        

В, не зная последовательность А, сгенерировал свою случайную последовательность бит и выставил свои поляризаторы согласно своей последовательности:

0 1 1 0 0 1 1 0 0

        

Выставив таким образом фильтры-поляризаторы, В пытается увидеть фотоны, отправленные А.

        поляр. фотонов А

         фильтры В

Если поляризации фотона и фильтра ортогональны, то фотон не пройдет через фильтр. Если же поляризации отличаются на 45 градусов, то фотон проходит с вероятностью 0,5. Отметим те позиции, в которых В мог увидеть фотон:

- - + + + - + - -

Теперь заменим примерно половину + на -, так как сказано выше, что фотон проходит через фильтр с вероятностью 0,5. Получим:

- - - + + - + - -

Затем В отправляет А список + и -, сообщая инициатору о том, какие фотоны он наблюдал. Эти наблюдаемые фотоны будут в дальнейшем составлять секретный ключ.

1 0 1 0 0 0 1 1 1 биты А

0 1 1 0 0 1 1 0 0 биты В

- - - + + - + - -

0 0 1 ключ

Из картинки видно, что и А и В составят один и тот же ключ 001.

Так как всего возможных вариантов сочетаний битов А и В четыре, из которых в двух вариантах биты отправителя и получателя совпадают, то примерно половина бит является кандидатами на ключ. Но так как вероятность приема бит равна 0,5, то только примерно четвертая часть бит от сгенерированного сообщения будет составлять ключ.

Если злоумышленник прослушивает линию связи, то возникают дополнительные потери бит. Если превышен порог допустимых случайных отклонений, то А и В решают, что канал не надежен.