Utoky proti metodam kryptograficke ochrany

existuje cela rada utoku lisicich se navzajem vychozimi podminkami, kterych utocnik vyuziva, ruzne utoky nemusi byt obecne ucinne

obecne cilem analyzy je ziskat pouzity sifrovaci klic

utocnik se casto snazi pouzivat apriorni informace:

Utoky lze rozdelit dle cele rady kriterii. Caste je deleni dle informace, kterou ma utocnik k dispozici.

Znalost zasifrovaneho textu (ciphertext only att.)

utocnik ma k dispozici pouze zachyceny zasifrovany text, dale muze vyuzivat apriornich informaci - pracuje tedy jen se statistickymi rozbory, distribuci, pravdepodobnosti.
System, ktery neni odolny vuci tomuto utoku nelze oznacit za bezpecny.

Znalost otevreneho textu (known plaintext att.)

predpoklada se, ze utocnik ma k dispozici par otevreny text + odpovidajici sifra

Pravdepodobny text (probably plaintext att.)

okolnosti odeslani zpravy muze ucinit castecny odhad obsahu zpravy

Zvoleny otevreny text (choosen plaintext att.)

utocnik muze ziskat k libovolnemu otevrenemu textu odpovidajici sifru, velmi pouzivany utok, vhodny i proti statistickym databazim

Zvolena sifra (choosen ciphertext att.)

pouziva se v pripade, ze utocnik muze sifrovacim algoritmem zasifrovat velke mnozstvi zprav, aby nasel plaintext odpovidajici zvolene sifre.

Brute force attack, exhaustive search

jedina moznost proti skutecne dobre navrzenym sifram, utocnik se snazi vyzkouset cely prostor klicu, zprav, ...
Soucasna hranice zvladnutelnosti je 256, vzrust vykonu pocitacu odpovida ctyrnasobku za 3 roky, tedy do 10 let se hranice posune k 264 a behem 20 let dosahne 280.

Specialni druhy utoku proti urcitym kryptografickym metodam

Diferencni analyza (Differential att.)

provadi rozbor zmen ktere nastavaji ve vysledne sifre a jejich zavislosti na (malych) zmenach sifrovaneho otevreneho textu
metoda je ucinna proti DES, FEAL, ...

Kolize klicu (Key collisions)

kolizi klicu K1 a K2 rozumime

E(K1 , P) = E(K2 , P)

J.Quisquater publikoval algoritmus hledajici kolize v case O(2n/2). V pripade DESu k danemu P existuje 248 kolizi.

Random attack

utocnik se tupe pokousi uspet s podvrzenou zpravou, pokud system nema definovanou primerenou odezvu na chybne zpravy, muze byt tato metoda ucinna

Birthday attack

pravdepodobnost, ze mezi 23 lidmi jsou dva stejneho data narozeni presahuje 1/2

utocnik pripravi r1 variant podvrzene zpravy a r2 variant puvodni zpravy. Pravdepodobnost, ze takto ziska par podvrzena zprava / puvodni zprava, ktere maji stejny hash kod je

1-e(-r1r2/2n)

coz pro r1 = r2 = 2n/2  cini zhruba 63%.

Meet in the middle attack

obdoba prechoziho utoku. Vytvorime r1 variant prvniho bloku podvrzene zpravy a r2 variant posledniho bloku. Pote pocitame "z obou stran" , t. j. od inicializacniho vektoru a pozpatku od hash-kodu a snazime se "potkat" ve stejne hodnote zretezujici promenne (chaining variable)

utok je rovnez mozno pouzit proti DES a vetsine iteracnich sifer

Timing attack

ucinny utok proti mnoha implementacim RSA. Spociva v mereni odezvy druhe strany. V zavislosti na pouzitem klici se totiz muze menit cas potrebny na zasifrovani zpravy. Z doby odezvy tak lze odhadovat, jak klic vypada.

Fixed point attack

Hledame Hi-1 a Xi tak aby

f(Xi, Hi-1) =  Hi-1

pokud zretezujici promenna nabyde hodnoty Hi-1 , muzeme vlozit libv. mnozstvi bloku Xi. Utok je realne mozny pouze pokud muzeme manipulovat s hodnotou inicializacniho vektoru, nebo pokud f ma velke mnozstvi pevnych bodu.

Snadnou obranou je ke zprave pridat jeji delku.

Hledani pevnych bodu lze pouzivat i pri analyze sifrovacich algorimu. Šifrovaci algoritmus lze brat jako nahodnou permutaci a tedy je pravdepodobne, ze pevne body lze najit. V DES pro skupinu weak a semiweak klicu existuje celkem 233 pevnych bodu.

Podany prehled neni zdaleka uplny, obsahuje pouze nekolik vicemene nahodne zvolenych reprezentantu. Vubec jsme se nezabyvali trivialnimi utoky spocivajicimi v opakovanem pouziti starych zprav, slepovani novych zprav z utrzku starych apod.