F-FCSR — семейство поточных шифров , основанное на использовании регистра сдвига с обратной связью по переносу (FCSR) с линейным фильтром на выходе. Идея шифра была предложена Терри Бергером, Франсуа Арно и Седриком Лараду. F-FCSR был представлен на конкурсе eSTREAM , был включен в список победителей конкурса в апреле 2008, но в дальнейшем была выявлена криптографическая слабость и в сентябре 2008 F-FCSR был исключён из списка eSTREAM.

История

Впервые идея использования регистра сдвига с обратной связью по переносу (FCSR) для создания поточного фильтра была предложена Клаппером и Горески в 1994 году . Позднее ими был разработан алгоритм такого шифра . Один FCSR без подключения линейного компонента не может быть использован в качестве поточного шифра, так как легко дешифруется.

В 2002 году был предложен самосинхронизующийся поточный шифр, основанный на совместном использовании FCSR и LFSR . Позднее он был подвергнут атаке с выбором шифротекста .

В 2005 году Арно и Бергер предложили идею совместного использования FCSR и линейного фильтра для создания поточного шифра, который получил название F-FCSR (Filtered FCSR) . Позже ими были предложены 4 алгоритма, реализующих эту идею: F-FCSR-SF1, F-FCSR-SF, F-FCSR-DF1 и F-FCSR-DF8 . Первые два использовали статические фильтры, последние — фильтры, зависящие от ключа. Позже была выявлена слабость всех этих алгоритмов перед различными видами атак .

В 2005 Терри Бергер, Франсуа Арноль и Седрик Лараду предложили два шифра на основе F-FCSR для участия в конкурсе eSTREAM: F-FCSR-H для аппаратной реализации и F-FCSR-8 для программной. В результате последующих испытаний у первоначальных версий F-FCSR-H и F-FCSR-8 были найдены уязвимости , которые позже были исправлены в версиях F-FCSR-H v.2 и F-FCSR-16 . Улучшенный вариант F-FCSR-H v.2 стал финалистом eSTREAM . Но после обнаружения уязвимости был исключен из eSTREAM Portfolio (rev.1) .

Характеристики версий

Название	Длина главного регистра	Инициализация	Фильтр	Число бит на выходе фильтра
F-FCSR-8	128	64/128 тактов (в зависимости от IV)	Зависит от ключа	8
F-FCSR-H	160	160 тактов	Статический	8
F-FCSR-8.2	256	258 тактов	Зависит от ключа	16
F-FCSR-16	256	16 + 258 тактов	Статический	16
F-FCSR-H v.2	160	20 + 162 такта	Статический	8

Описание алгоритма

FCSR

FCSR реализуется в двух конфигурациях: Галуа и Фиббоначи. В F-FCSR используется конфигурация Галуа, так как она эффективней. Вводятся следующие обозначения:

1. q — целостность соединения (connection integer) — отрицательное нечетное целое число, удовлетворяющее следующим условиям:
   • ${\displaystyle 2^{|q|-1}=1\mod {q}}$
   • T = (|q| − 1)/2 — простое, 2T — период битовой последовательности p/q
   • Число единиц в двоичном представлении числа (1 − q)/2 порядка n/2
2. p — параметр, зависящий от ключа, такое, что 0 < p < |q|
3. n — размер главного регистра FCSR, |q| в двоичной записи имеет n + 1 знаков: 2 ⁿ < −q < 2 ⁿ⁺¹
4. d : d = (1 − q)/2, в двоичной записи ${\displaystyle \sum _{i=0}^{n-1}d_{i}\cdot 2^{i}}$ , d _i = {0, 1}, d _n-1 = 1
5. M — n-разрядный главный регистр, значения его i-го разряда, ${\displaystyle m(t)=\sum _{i=0}^{n-1}m_{i}(t)\cdot 2^{i}}$ .
6. C — l-разрядный регистр сдвига, l + 1 — число единиц в двоичной записи d, ${\displaystyle c(t)=\sum _{i=0}^{l-1}c_{i}(t)\cdot 2^{i}}$ .
7. (m, c) — состояние FCSR

Если (m, c) — состояние FCSR в момент времени t ₀ , ${\displaystyle m=m(t_{0})}$ , ${\displaystyle c=c(t_{0})}$ , то ${\displaystyle (m_{0}(t_{0}+i))_{i\in {N}}}$ — двоичное представление p/q, где p = m + 2c.

Пример FCSR

q = −347, d = 174 = (10101110) ₂ , n = 8, l = 4.

Фильтрация

Фильтрующая линейная функция на выходе определяется маской ( ${\displaystyle {f}_{0,}{f}_{1,...,}{f}_{n-1}}$ ) Один бит на выходе определяется следующим образом: ${\displaystyle {k}=\bigoplus _{i=0}^{n-1}{f}_{i}\cdot {m}_{i}}$

Инициализация

С учетом слабости предыдущих версий F-FCSR из-за слабого начального перемешивания битов в главном регистре процедура инициализации в F-FCSR-H v.2 и F-FCSR-16 проводится следующим образом:

1. Главный регистр M инициализируется конкатенацией секретного ключа K и IV — (K, IV), в регистр переноса записываются нули.
2. Проходит 16 тактов генератора для F-FCSR-16 и 20 для F-FCSR-H v.2
3. Полученные на выходе 256 и 160 битов соответственно записываются в M
4. Проходит n + 2 тактов генератора, биты на выходе при этом отбрасываются

Шифры на основе F-FCSR

F-FCSR-H v.2

1. Длина ключа 80 бит, IV — 80 бит
2. q = −1993524591318275015328041611344215036460140087963
3. Длина регистра переноса l = 82
4. d = (AE985DFF 26619FC5 8623DC8A AF46D590 3DD4254E) ₁₆
5. Последовательность битов на выходе ${\displaystyle {S(t)}={(s}_{0}{(t),}{s}_{1}{(t),...}{s}_{7}{(t)),}s_{j}(t)=\bigoplus _{i=0}^{19}d_{8i+j}\cdot m_{8i+j}(t)}$ , то есть
   

z = (m ₈ + m ₂₄ + m ₄₀ + m ₅₆ + … + m ₁₃₆ , m ₁ + m ₄₉ +… , … , m ₂₃ + …)

F-FCSR-16

1. Длина ключа 128 бит, IV — 128 бит
2. q = −183971440845619471129869161809344131658298317655923135753017128462155618715019
3. Длина регистра переноса l = 130
4. d = (CB5E129F AD4F7E66 780CAA2E C8C9CEDB 2102F996 BAF08F39 EFB55A6E 390002C6) ₁₆
5. Последовательность битов на выходе ${\displaystyle {S(t)}={(s}_{0}{(t),}{s}_{1}{(t),...}{s}_{15}{(t)),}s_{j}(t)=\bigoplus _{i=0}^{15}d_{16i+j}\cdot m_{16i+j}(t)}$

Описание атаки

Первоначально найденные уязвимости F-FCSR-8 и F-FCSR-H, связанные с малым количеством тактов при инициализации, были исправлены в F-FCSR-16 и F-FCSR-H v.2. В 2008 году Мартин Хелл и Томас Джоанссон описали и осуществили атаку на F-FCSR, с помощью которой можно вскрыть состояние FCSR.

Фильтрующая функция линейна, поэтому криптостойкость F-FCSR определяется нелинейностью FCSR, которая возникает из-за наличия регистра переноса, таким образом систему требуется линеаризовать, максимльно увеличив число нулей в регистре переноса. Рассмотрим ситуацию, когда состояние регистра переноса на протяжении 20 тактов будет следующим:

C(t) = C(t + 1)= … = C(t + 19) = (С _l-1 , …, С ₀ ) = (0, 0, . . . , 0, 1) (*)

Если бит обратной связи 0, то биты регистра переноса, равные 0, остаются равны 0, а равные 1 с вероятностью ½ становятся равны 0. Тогда для возникновения (*), потребуется приблизительно ${\displaystyle \log _{2}{82}+19\approx 26}$ последовательных нулей в бите обратной связи.

В силу предположения (*) состояния главного регистра M(t + 1), …, M(t + 19) линейно зависят от M(t) , и нам известна эта зависимость.

Обозначим байты на выходе z(t), z(t + 1), … , z(t + 19) .

Выразим z(t), z(t + 1), … , z(t + 19) через значения битов главного регистра в момент t: M(t) = (m ₀ … m ₁₅₉ ) .
Получим 20 уравнений с 20 неизвестными ${\displaystyle m_{i}}$ , где ${\displaystyle i\equiv 0\mod 8}$ :

${\displaystyle z_{0}(t)=m_{8}\bigoplus {m_{24}}\bigoplus {...}\bigoplus {m_{136}}}$

${\displaystyle z_{7}(t+1)=m_{24}\bigoplus {m_{40}}\bigoplus {...}\bigoplus {m_{152}}}$
…
${\displaystyle z_{5}(t+19)=m_{32}\bigoplus {m_{48}}\bigoplus {...}\bigoplus {m_{152}}}$

Аналогично получим системы уравнений, зависящих от ${\displaystyle m_{i}}$ , где ${\displaystyle i\equiv 1\mod 8}$ и т. д.
Итого 8 систем из 20 уравнений с 20 неизвестными.
Ведем следующие обозначения:
${\displaystyle W_{0}=(z_{0}(t),z_{7}(t+1),...,z_{5}(t+19))}$ ,
${\displaystyle W_{1}=(z_{1}(t),z_{0}(t+1),...,z_{6}(t+19))}$ ,
…
${\displaystyle W_{7}=(z_{7}(t),z_{6}(t+1),...,z_{4}(t+19))}$ .
Обозначим ${\displaystyle {\hat {M}}_{j}}$ вектор ${\displaystyle (m_{j},m_{j+8},...,m_{j+152})}$
Тогда системы сожно записать в виде ${\displaystyle W_{j}={\hat {M}}_{j}P_{j}}$ , где ${\displaystyle P_{j}}$ — известная матрица, определяемая фильтрующей функцией. Алгоритм нахождения состояния главного регистра в предположении(*) можно описать следующим образом:

1. В момент времени t получаем на выходе байты: z(t), z(t +1), . . . , z(t + 19)
2. for i = 0 to 7

   Решаем уравнение ${\displaystyle W_{j}={\hat {M}}_{j}P_{j}}$

   if (нет решений) goto 1

   else сохраняем возможные значения ${\displaystyle {\hat {M}}_{j}}$

3. for (каждый возможный набор ${\displaystyle {\hat {M}}_{0},{\hat {M}}_{1}...{\hat {M}}_{7}}$ )

   if (M из ${\displaystyle {\hat {M}}_{0},{\hat {M}}_{1}...{\hat {M}}_{7}}$ может дать на выходе z(t), z(t +1), . . . , z(t + 19) ) return ;

4. goto 1

Для осуществления описанной выше атаки требуется 2 ²⁶ байт шифротекста. Возможно улучшение атаки, требуюшее 2 ^24,3 байта. Аналогичная атака может быть применена к F-FCSR-16.

Примечания

Литература

1. M. Hell, T. Johansson, Breaking the F-FCSR-H stream cipher in real time, in Advances in Cryptology. ASIACRYPT 2008. Lecture Notes in Computer Science, vol. 5350/2008 (Springer, Berlin, 2008), pp.557-569
2. F. Arnault and T.P. Berger. F-FCSR: design of a new class of stream ciphers. In Fast Software Encryption — FSE 2005, v. 3557 of Lecture Notes in Computer Science, p. 83-97. Springer-Verlag, 2005.
3. F. Arnault, T. Berger, C. Lauradoux, Update on F-FCSR stream cipher. eSTREAM, ECRYPT Stream Cipher Project, Report 2006/025 (2006).

Ссылки