網(wǎng)絡(luò)與信息安全-密碼學(xué)基礎(chǔ)(3)(編輯修改稿)
2025-02-14 01:48 本頁(yè)面
【文章內(nèi)容簡(jiǎn)介】 ) = X1?X2?...?Xm CK(M) = EK[?(M)] 其中 ? 為異或操作； E為 ECB工作模式的 DES算法則?Key length = 56 bit?MAC length = 64 bit?強(qiáng)力攻擊需要至少 256次加密來(lái)決定 K對(duì) MAC的其它攻擊167。 設(shè) M’ = ( Y1 || Y2 || … || Ym1 || Ym) 其中 Y1, Y2, …, Ym1 是替換 X1, X2,…,Xm1 的任意值，而 Ym = Y1?Y2 ?, …, ? Ym1 ? ?(M) 則 CK(M’) = EK[?(M’)] = EK[Y1?Y2 ?, …, ? Ym1 ? Ym ] = EK[Y1?Y2 ?, …, ? Ym1 ? (Y1?Y2 ?, …, ? Ym1 ? ?(M)) ] = EK[?(M)]167。 這時(shí)消息 M’ 和 MAC= CK(M) = EK[?(M)]是一對(duì)可被接收者認(rèn)證的消息167。 用此方法，任何長(zhǎng)度為 64?(m1)位的消息可以被插入任意的欺騙性 信息MAC應(yīng)具備的性質(zhì)n 如果一個(gè)攻擊者得到 M和 CK(M)，則攻擊者構(gòu)造一個(gè)消息 M’使得 CK(M’)=CK(M)應(yīng)具有計(jì)算復(fù)雜性意義下的不可行性n CK(M)應(yīng)均勻分布，即：隨機(jī)選擇消息 M和 M’， CK(M)= CK(M’)的概率是 2n，其中 n是 MAC的位數(shù)n 令 M’為 M的某些變換，即： M’=f(M)，（例如： f可以涉及 M中一個(gè)或多個(gè)給定位的反轉(zhuǎn)），在這種情況下， Pr[CK(M)= CK(M’)] = 2n基于 DES的報(bào)文鑒別碼基于 DES的報(bào)文鑒別碼n 算法來(lái)源n FIPS publication (FIPS PUB 113)n ANSI standard ()n 使用 CBC(Cipher Block Chaining)方式，初始向量為 IV=0基于 DES的報(bào)文鑒別碼n 算法來(lái)源n FIPS publication (FIPS PUB 113)n ANSI standard ()n 使用 CBC(Cipher Block Chaining)方式，初始向量為 IV=0基于 DES的報(bào)文鑒別碼167。 將數(shù)據(jù)按 64位分組， D1, D2, … , DN，必要時(shí)最后一個(gè)數(shù)據(jù)塊用 0向右填充167。 運(yùn)用 DES算法 E，密鑰 K167。 數(shù)據(jù)認(rèn)證碼 (DAC)的計(jì)算如下：O1 = EK(D1)O2 = EK(D2?O1)O3 = EK(D3?O2)…ON = EK(DN?ON1)FIPS PUB 113目 錄1. 消息鑒別與散列函數(shù)2. 散列算法3. 數(shù)字簽名散列函數(shù)散列函數(shù)的定義167。 散列函數(shù)：167。 M:變長(zhǎng)報(bào)文167。 H(M):定長(zhǎng)的散列值167。 主要用于為文件、報(bào)文或其它分組數(shù)據(jù)產(chǎn)生指紋散列函數(shù)的要求167。 H能用于任意大小的分組167。 H能產(chǎn)生定長(zhǎng)的輸出167。 對(duì)任何給定的 x， H(x)要相對(duì)易于計(jì)算，使得硬件和軟件實(shí)現(xiàn)成為實(shí)際可能167。 對(duì)任何給定的碼 h，尋找 x使得 H(x)=h在計(jì)算上是不可行的，即單向性167。 對(duì)任何給定的分組 x，尋找不等于 x的 y，使得 H(x)=H(y)在計(jì)算上是不可行的，即弱抗沖突性167。 尋找對(duì)任何的 (x,y)對(duì)使得 H(x)=H(y)在計(jì)算上是不可行
教學(xué)課件相關(guān)推薦
鄂ICP備17016276號(hào)-1