Навигация
Mn вырабатывает новое rn’ и получает множество
35706
знаков
5
таблиц
2
изображения
1. Mn вырабатывает новое rn’ и получает множество
M={ g Kin r1…rn’/ ri | iÎ[1,n-1] и i¹d}
Затем М рассылается всем.
2. При получении сообщения Mi вычисляет
(g Kinr1…rn’/ri)Kin-1ri= g r1…rn’= Sn. Mn вычисляет новый групповой ключ gr1…rn’=Sn используя старое значение.
Участник Md не может вычислить новый групповой ключ, т.к. контролирующий группы не вычислил вспомогательный ключ gKdnr1…rn’/rd для Md. Если несколько участников покидают группу, то контролирующий группы не вычисляет нужные значения для выходящих из группы участников на шаге (1).
Если из группы выходит контролирующий, то вышеописанные операции выполняет предпоследний участник группы Mn-1. Более того, поскольку новый контролирующий группы не может удалить из ключа долговременные ключи (они были у прошлого контролирующего группы), каждый участник Mi должен заново вычислить свой случайный сеансовый ключ как ri= ri*(Kin-1 mod q) перед выполнением шага (2).
Шаг (1) требует n-k экспоненцирований. Шаг (2) требует одно экспоненцирование от каждого участника группы. Таким образом, операция выхода из группы требует n-k+1 модульных экспоненцирований.
Обновление ключа
Операция обновления ключа выполняет замену группового ключа на новый. Использование этой операции зависит от используемой политики приложения, использующего CLIQUES или политики работы с ключами для предприятия. Эта операция выглядит также, как и операция выхода из группы с k=0, т.е. на первом шаге Mn вырабатывает множество
M={ g Kin r1…rn’/ ri | iÎ[1,n-1]}
для всех участников группы.
Приведенный протокол является протоколом аутентичного обмена и обладает свойством контрибутивности, что гарантирует независимость ключа (так как в его формировании участвуют все участники группы), может обеспечивать подтверждение ключа (как это было описано выше), обладает свойством PFS и устойчив к атакам по известному ключу (многие свойства следуют из рассмотренного ранее протокола A-GDH.2).
Таким образом, с использованием приведенных выше операций достигается полноценная работы группы. На основе приведенного протокола был разработан интерфейс прикладного программирования (Application Programming Interface - API). В работах [3,5] приводятся форматы заголовков сообщений и принципы построения приложений на основе CLIQUES-API. Он принят как проект стандарта для Internet. Программные реализации математических принципов, используемых в протоколах, можно найти в крипто-библиотеках Crypto++[6] и RSAREF[7].
Между тем, приведенная схема работы не лишена недостатков. Во-первых – и это, наверное, самый главный из них – приходится менять ключ для всей группы при изменении ее состояния. Это может подходить для небольших групп, но при большом числе участников становится серьезной трудностью. В этом случае все будет зависеть от динамики группы. На решение этой задачи были направлены усилия разработчиков. Также решающую роль играет пропускная способность каналов связи между участниками, поскольку в случае появления участника со слабым каналом (тем более, если это контролирующий группы) встает вопрос о временных факторах формирования ключа. Возможна ситуация непроизвольного «выкидывания» (в случае отсутствия необходимых механизмов) участника, использующего канал с низкой пропускной способностью в случае высокой динамики группы. Он просто не будет успевать получать новые данные для формирования ключа.
Во-вторых – довольно высокое число экспоненцирований в операциях протокола.
ЗаключениеРассмотренные протоколы обмена для выработки общего ключа предоставляют большие возможности для развития безопасных протоколов коммуникаций для динамических групп. На основе них можно строить сложные протоколы аутентификации, цифровой подписи, доказательства знания.
Вкратце опишем, что не вошло в данную работу.
1. Цифровые подписи – данный раздел довольно велик по своему объему.
Существует большое число проблем, связанных с подписями для групп. Прежде всего это проблемы устойчивости к атакам объединенных пользователей и проблемы удаления участников группы и их ключей. В сфере предлагаемой анонимности для участников группы это является серьезной проблемой. Также до конца не определено межгрупповые взаимодействия и случаи с одновременным членством в нескольких группах (использование нескольких ключей признается нерациональными) и образование подгрупп. Существующие схемы имеют предварительный характер.
2. Взаимодействие протоколов с сетевыми технологиями. Ввиду сугубо практических аспектов данные материалы не учитывались
В настоящее время задачам безопасной связи внутри групп с динамическим составом участников уделяется повышенное внимание благодаря повсеместному использованию технологий сети Internet. Возможно, в скором времени появятся новые протоколы распределения ключей, не содержащие недостатков описанных протоколов.
Используемые работы:[1] G. Ateniese, M. Steiner, G. Tsudik “Authenticated Group Key Agreement and Friends”, in ACM Symposium on Computer and Communication Security, November 1998.
[2] M. Steiner, G. Tsudik, M. Waidner “Diffie-Hellman key distribution extended to groups”, in ACM Conference on Computer and Communications Security, pp.31-37, ACM Press, Mar. 1996.
[3] G. Ateniese, D. Hasse, O. Chevassut, Y. Kim, G. Tsudik “The Design of a Group Key Agreement API”, IBM Research Division, Zurich Research Laboratiry.
[4] Y. Amir, G. Ateniese, D. Hasse, Y. Kim, C. Nita-Rotaru, T. Sclossnagle, J. Schultz, J. Stanton, G. Tsudik “Secure Group Communications in Asynchronous Networks with Failures: Integration and Experiments”, 1999.
[5] G. Caronni, M. Waldvoget, D. Sun, B. Plattner “Efficient Security for Large and Dynamic Multicast Groups”, Computer Engineering and Networks Laboratory.
[6] W. Dai “Crypto++”, 05.1999, http://www.eskimo.com/~wedai/cryptolib.html
[7] RSA Laboratories, http://www.rsalab.com
[1] a может быть вычислен посредством выбора случайного элемента bÎZp* и вычисления a = b(p-1)/q mod p до тех пор, пока a¹1.
[2] Необходимые данные для вычисления множества Mn берет из последнего этапа протокола A-GDH.2 и возводя затем нужные элементы в степень rn’(Kin-1mod p) получает необходимые значения.
[3] Значение g r1…rn-1 Mn может получить из предыдущего ключа путем возведения в степень
rn-1 .
Похожие работы
... На этапе коммуникации реализуется собственно протокол аутентифицированного ключевого обмена, который завершается формированием общего сеансового ключа. Дефекты в криптографических протоколах В последующих разделах рассматриваются протоколы с типичными дефектами. Примеры протоколов разбиты на группы по типу используемой криптосистемы: - протоколы с криптосистемой DH (Диффи, Хэллман); - ...
... является допустимым для устройства подобного рода. 5.3 Вывод В результате анализа параметров энергосбережения было выявлено то, что при реализации системы аутентификации пользователя транспортного средства нельзя обойтись без анализа энергопотребления системы и поиска путей уменьшения этого параметра. Изначально спроектированная система вызывала бы дискомфорт у пользователя за счёт излишне малого ...
... не к ключам!) и поэтому может зашифровывать и дешифровывать любую информацию; 2.7 Выводы по разделу 2. Подводя итоги вышесказанного, можно уверенно заявить, что криптографическими системами защиты называються совокупность различных методов и средств, благодаря которым исходная информация кодируеться, передаеться и расшифровываеться. Существуют различные криптографические системы защиты, ...
... в общем случае это может быть любое число, меньшее, чем длина алфавита. Это число и является ключом в данном шифре: А Б В Г Д Е Е Ж З И Й К Л М Н О П Р С Т У Ф Х Ц Ч Ш Щ Ы Ь Ъ Э Ю Я Г Д Е Е Ж 3 И И К Л М Н О П Р С Т У Ф Х Ц Ч Ш Щ Ы Ь Ъ Э Ю Я А Б В КРИПТОГРАФИЯ -> НУЛТХСЕУГЧЛВ Шифр Виженера Является модификацией шифра Цезаря, в котором величина сдвига является переменной и зависит от ключевого ...
0 комментариев