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高级加密标准 发布于:

密码学中的高级加密标准(Advanced Encryption Standard,AES),又称Rijndael加密法,是美国联邦政府采用的一种区块加密标准。

这个标准用来替代原先的DES(Data Encryption Standard),已经被多方分析且广为全世界所使用。经过五年的甄选流程,高级加密标准由美国国家标准与技术研究院 (NIST)于2001年11月26日发布于FIPS PUB 197,并在2002年5月26日成为有效的标准。2006年,高级加密标准已然成为对称密钥加密中最流行的算法之一 。

该算法为比利时密码学家Joan Daemen和Vincent Rijmen所设计,结合两位作者的名字,以Rijdael之名命之,投稿高级加密标准的甄选流程。(Rijdael的发音近于 "Rhine doll"。)

高级加密标准算法从很多方面解决了令人担忧的问题。实际上,攻击数据加密标准的那些手段对于高级加密标准算法本身并没有效果。如果采用真正的128位加密技术甚至256位加密技术,蛮力攻击要取得成功需要耗费相当长的时间。

虽然高级加密标准也有不足的一面,但是,它仍是一个相对新的协议。因此,安全研究人员还没有那么多的时间对这种加密方法进行破解试验。我们可能会随时发现一种全新的攻击手段会攻破这种高级加密标准。至少在理论上存在这种可能性。

Rijndael是由Daemen和Rijmen早期所设计的Square改良而来;而Square则是由SHARK发展而来。

不同于它的前任标准DES,Rijndael使用的是置换-组合架构,而非Feistel架构。AES在软件及硬件上都能快速地加解密,相对来说较易于实现,且只需要很少的存储器。作为一个新的加密标准,目前正被部署应用到更广大的范围。

严格地说,AES和Rijndael加密法并不完全一样(虽然在实际应用中二者可以互换),因为Rijndael加密法可以支持更大范围的区块和密钥长度:AES的区块长度固定为128位,密钥长度则可以是128,192或256位;而Rijndael使用的密钥和区块长度可以是32位的整数倍,以128位为下限,256位为上限。加密过程中使用的密钥是由Rijndael密钥生成方案产生。

大多数AES计算是在一个特别的有限域完成的。

AES加密过程是在一个4×4的字节矩阵上运作,这个矩阵又称为“体(state)”,其初值就是一个明文区块(矩阵中一个元素大小就是明文区块中的一个Byte)。(Rijndael加密法因支持更大的区块,其矩阵行数可视情况增加)加密时,各轮AES加密循环(除最后一轮外)均包含4个步骤:

—矩阵中的每一个字节都与该次回合金钥(round key)做XOR运算;每个子密钥由密钥生成方案产生。

AddRoundKey步骤,回合密钥将会与原矩阵合并。在每次的加密循环中,都会由主密钥产生一把回合密钥(通过Rijndael密钥生成方案产生),这把密钥大小会跟原矩阵一样,以与原矩阵中每个对应的字节作异或(⊕)加法。

—通过一个非线性的替换函数,用查找表的方式把每个字节替换成对应的字节。

在SubBytes步骤中,矩阵中的各字节通过一个8位的S-box进行转换。这个步骤提供了加密法非线性的变换能力。 S-box与GF(2)上的乘法反元素有关,已知具有良好的非线性特性。为了避免简单代数性质的攻击,S-box结合了乘法反元素及一个可逆的仿射变换矩阵建构而成。此外在建构S-box时,刻意避开了固定点与反固定点,即以S-box替换字节的结果会相当于错排的结果。

—将矩阵中的每个横列进行循环式移位。

ShiftRows描述矩阵的行操作。在此步骤中,每一行都向左循环位移某个偏移量。在AES中(区块大小128位),第一行维持不变,第二行里的每个字节都向左循环移动一格。同理,第三行及第四行向左循环位移的偏移量就分别是2和3。128位和192比特的区块在此步骤的循环位移的模式相同。经过ShiftRows之后,矩阵中每一竖列,都是由输入矩阵中的每个不同列中的元素组成。Rijndael算法的版本中,偏移量和AES有少许不同;对于长度256比特的区块,第一行仍然维持不变,第二行、第三行、第四行的偏移量分别是1字节、3字节、4位组。除此之外,ShiftRows操作步骤在Rijndael和AES中完全相同 。

—为了充分混合矩阵中各个直行的操作。这个步骤使用线性转换来混合每内联的四个字节。最后一个加密循环中省略MixColumns步骤,而以另一个AddRoundKey取代。

旁道攻击不攻击密码本身,而是攻击那些实现于不安全系统(会在不经意间泄漏信息)上的加密系统。

2005年4月,D.J. Bernstein公布了一种缓存时序攻击法,他以此破解了一个装载OpenSSL AES加密系统的客户服务器。为了设计使该服务器公布所有的时序信息,攻击算法使用了2亿多条筛选过的明码。有人认为,对于需要多个跳跃的国际互联网而言,这样的攻击方法并不实用。

2005年10月,Eran Tromer和另外两个研究员发表了一篇论文,展示了数种针对AES的缓存时序攻击法[8]。其中一种攻击法只需要800个写入动作,费时65毫秒,就能得到一把完整的AES密钥。但攻击者必须在运行加密的系统上拥有运行程序的权限,方能以此法破解该密码系统。

对称/分组密码一般分为流加密(如OFB、CFB等)和块加密(如ECB、CBC等)。对于流加密,需要将分组密码转化为流模式工作。对于块加密(或称分组加密),如果要加密超过块大小的数据,就需要涉及填充和链加密模式。

ECB(Electronic Code Book电子密码本)模式

ECB模式是最早采用和最简单的模式,它将加密的数据分成若干组,每组的大小跟加密密钥长度相同,然后每组都用相同的密钥进行加密。

优点:

1.简单; 2.有利于并行计算; 3.误差不会被传送; 缺点: 1.不能隐藏明文的模式; 2.可能对明文进行主动攻击; 因此,此模式适于加密小消息。

CBC(Cipher Block Chaining,加密块链)模式

优点:

1.不容易主动攻击,安全性好于ECB,适合传输长度长的报文,是SSL、IPSec的标准。 缺点: 1.不利于并行计算; 2.误差传递; 3.需要初始化向量IV

CFB(Cipher FeedBack Mode,加密反馈)模式

优点:

1.隐藏了明文模式; 2.分组密码转化为流模式; 3.可以及时加密传送小于分组的数据; 缺点: 1.不利于并行计算; 2.误差传送:一个明文单元损坏影响多个单元; 3.唯一的IV;

OFB(Output FeedBack,输出反馈)模式

优点:

1.隐藏了明文模式; 2.分组密码转化为流模式; 3.可以及时加密传送小于分组的数据; 缺点: 1.不利于并行计算; 2.对明文的主动攻击是可能的; 3.误差传送:一个明文单元损坏影响多个单元 。

计数模式(CTR模式)加密是对一系列输入数据块(称为计数)进行加密,产生一系列的输出块,输出块与明文异或得到密文。对于最后的数据块,可能是长u位的局部数据块,这u位就将用于异或操作,而剩下的b-u位将被丢弃(b表示块的长度)。CTR解密类似。这一系列的计数必须互不相同的。假定计数表示为T1, T2, …, Tn。CTR模式可定义如下:

CTR加密公式如下:

Cj = Pj XOR Ek(Tj)

C*n = P*n XOR MSBu(Ek(Tn)) j =1,2… n-1;

CTR解密公式如下:

Pj = Cj XOR Ek(Tj)

P*n = C*n XOR MSBu(Ek(Tn)) j =1,2 … n-1;

AES CTR模式的结构如图5所示。

图5 AES CTR的模式结构

Fig 5 Structure of AES CTRMode

加密方式:密码算法产生一个16 字节的伪随机码块流,伪随机码块与输入的明文进行异或运算后产生密文输出。密文与同样的伪随机码进行异或运算后可以重产生明文。

CTR 模式被广泛用于 ATM 网络安全和 IPSec应用中,相对于其它模式而言,CTR模式具有如下特点:

■ 硬件效率:允许同时处理多块明文 / 密文。

■ 软件效率:允许并行计算,可以很好地利用 CPU 流水等并行技术。

■ 预处理:算法和加密盒的输出不依靠明文和密文的输入,因此如果有足够的保证安全的存储器,加密算法将仅仅是一系列异或运算,这将极大地提高吞吐量。

■ 随机访问:第 i 块密文的解密不依赖于第 i-1 块密文,提供很高的随机访问能力

■ 可证明的安全性:能够证明 CTR 至少和其他模式一样安全(CBC, CFB, OFB, ...)

■ 简单性:与其它模式不同,CTR模式仅要求实现加密算法,但不要求实现解密算法。对于 AES 等加/解密本质上不同的算法来说,这种简化是巨大的。

■ 无填充,可以高效地作为流式加密使用。

■ 错误不传播:密文传输中每个比特位被错误反转, 仅只影响该密文所在区块的解密. 在CTR模式下, 经过k+1步的自同步后, 后续密文皆可以正确解密.(k表示区块长度128)

■ 必须配合消息验证码(MAC)使用.

■ 不能进行完整性校验: 密文传输过程中丢失比特位将导致后续比特位无法正确解密.


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