- •1. Актуальність проблеми надійності діючих систем криптографічного захисту інформації.
- •2. Загальна симметрична система секретного зв’язку за к. Шенноном. Основні терміни та визначення криптології.
- •3. Проблєма розподілу ключів та її вирішення за допомогою односпрямованих функцій з лазівками. Асиметричні криптосистеми.
- •4. Визначення та приклади основних та елементарних типів шифрів.
- •Гамма накладається блоками, порозрядно, по модулю два. Кожна комбінація гамми є результатом шифрперетвоння| деякого вхідного блоку за допомогою основного режиму, званого режимом простої заміни.
- •Робота в режимі простої заміни відповідає зашифровуванню| за допомогою блокового шифру. Вказаний блоковий шифр в літературі часто позначається як алгоритм гост.
- •5. Алгоритм гост 28147-89 в режимі простої заміни та режимі гамування зі зворотним зв’язком.
- •6. Алгоритм розв’язування нерівність першого степеня з одним невідомим. Формулювання китайської теореми про залишки.
- •7. Двочленні квадратичні порывняння. Властивості символу Лежандра.
- •8. Двочленні квадратичні порывняння. Властивості символу Якобі.
- •9. Побудова криптосистеми rsa. Ідея цифрового підпису.
- •10. Змішані криптосистеми. Протокол Діффі-Хєллмана узгодження ключів.
- •11. Порядки чисел за модулем. Доведення теорем Ейлера та Ферма.
- •12. Цифровий підпис Ель-Гамаля.
- •13. Лінійна двійкова рекурентна послідовність у якості гами. Генератор псевдовипадкових чисел ansi x9.17.
- •14. Тестування чисел на простоту. Імовірнісні та детерміновані тести. Тест на основі малої теореми Ферма.
- •15. Тест Соловея-Штрассена перевірки чисел на простоту.
- •16. Тест Рабина-Миллера перевірки чисел на простоту.
- •18. Визначення геш-функції. Побудова геш-функції, виходячи з блочного шифра.
- •19. Ключові системи потокових шифрів. Життєвий цикл ключів.
4. Визначення та приклади основних та елементарних типів шифрів.
Алгоритм криптографічного перетворення ГОСТ 28147-89 (далі - ГОСТ) проводить зашифрування| відкритого тексту, представленого у вигляді двійкової послідовності. Текст зашифровується поблочно, 64-х бітовими блоками. Процес шифрування блоку зводиться до шифру гамування|.
Гамма накладається блоками, порозрядно, по модулю два. Кожна комбінація гамми є результатом шифрперетвоння| деякого вхідного блоку за допомогою основного режиму, званого режимом простої заміни.
Робота в режимі простої заміни відповідає зашифровуванню| за допомогою блокового шифру. Вказаний блоковий шифр в літературі часто позначається як алгоритм гост.
У алгоритмі ГОСТ використовуються дві пари ключів: довготривалий ключ К і сеансовий ключ Х розміру 512, 256 бітів відповідно. Ключ реалізує потетрадну| заміну 32-розрядних підблоків в 32-х розрядні і складається з 8 підключів|. Підключ| , що входить в К, являється таблицею заміни для i-той (справа) тетради, тобто складається з 16 тетрад. У стандарті ключ називається блоком підстановки, а підключи| вузлами заміни.
Сеансовий ключ складається з восьми 32-розрядних підключів|: , , кожний з яких, у відповідний момент, використовується для підсумовування з деяким підблоком по модулю . Режим простої заміни алгоритму ГОСТ реалізований у вигляді т.з. шифру Фейстеля.
Зашифровування блоку відкритого тексту S алгоритмом ГОСТ проводиться ітеративно, за 32 цикли. На циклі з номером відбувається перетворення вхідної комбінації у вихідну з використанням ключа К і деякого підключа| .
Шифртекстом є блок - результат роботи (вихід) останнього циклу, підданий перестановці підблоків.
Послідовність вибору підключів|, від початкового і до останнього циклу при зашифруванні| наступна:
.
При розшифруванні використовується зворотний порядок проходження підключів|.
При зашифрувані| в режимі гамування| із зворотним зв'язком використовується синхропосылка| S - несекретний псевдовипадковий блок. Займає 64 біта. Синхропосилка виробляється на кожне повідомлення і розміщується в криптограмі перед шифрованим текстом. Процес шифрування має вигляд:
, , ,
- послідовність блоків відкритого тексту
- послідовність блоків шифртексту|.
5. Алгоритм гост 28147-89 в режимі простої заміни та режимі гамування зі зворотним зв’язком.
Нерівність вигляду можуть мати декілька рішень, мати єдине рішення або не мати рішень зовсім. Якщо , то рішення одне: .
Теорема. Рішення нерівності існують тоді і тільки тоді, коли ділить . При цьому кількість рішень нерівності рівна d.
Алгоритм рішення нерівності .
1. Якщо не ділить , то рішень немає, інакше – існує d рішень.
2.Якщо рішення існує, то від початкової нерівністі переходимо до нерівності вигляду з єдиним рішенням (оскільки коефіцієнт при х взаємно простий з модулем).
3. Всі рішення початкової нерівності в діапазоні є числами вигляду ,
Китайська теорема про залишки.
Наступне твердження називається китайською теоремою про залишки.
Хай числа попарно взаємно прості і . Тоді існує єдине по модулю рішення системи нерівності , .
При цьому, , де , .
Дійсно, у вказаному виразі для один доданок прирівнюється з по модулю, а всі інші прирівнюються до нуля.
Очевидно, що коефіцієнти можна обчислити наперед і вирішувати декілька систем, підставляючи їх праві частини у вираз для х.
Китайська теорема про залишки показує, що рішення нерівності можна знайти, якщо знати рішення цієї нерівності по модулях, рівних степеням простих, які входять в канонічне розкладання числа на співмножники.