XTR (сокращение от ECSTR — «Efficient and Compact Subgroup Trace Representation») — алгоритм шифрования с открытым ключом , основывающийся на вычислительной сложности задачи дискретного логарифмирования . Преимущества этого алгоритма перед другими, использующими эту идею, в более высокой скорости и меньшем размере ключа.

Данный алгоритм использует генератор ${\displaystyle g}$ относительно малой подгруппы порядка ${\displaystyle q}$ ( ${\displaystyle q}$ — простое) подгруппы ${\displaystyle GF(p^{6})^{*}}$ . При правильном выборе ${\displaystyle q}$ , дискретное логарифмирование в группе, порожденной ${\displaystyle g}$ , имеет ту же вычислительную сложность, что и в ${\displaystyle GF(p^{6})^{*}}$ . XTR использует арифметику ${\displaystyle GF(p^{2})}$ вместо ${\displaystyle GF(p^{6})}$ , обеспечивая ту же защищенность, но с меньшими затратами на вычисления и передачу данных.

Теоретическая основа XTR

Алгоритм работает в конечном поле ${\displaystyle GF(p^{6})}$ . Рассмотрим группу порядка ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ , и её подгруппу порядка q , где p — простое число , такое, что другое достаточно большое простое число q является делителем ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ . Группа порядка q называется XTR-подгруппой. Эта циклическая группа ${\displaystyle \langle g\rangle }$ является подгруппой ${\displaystyle GF(p^{6})^{*}}$ и имеет генератор g .

Арифметические операции в ${\displaystyle GF(p^{2})}$

Пусть p — простое число, такое, что p ≡ 2 mod 3 , а p ² — p + 1 делится на достаточно большое простое q . Так как p ² ≡ 1 mod 3 , p порождает ${\displaystyle (\mathbb {Z} /3\mathbb {Z} )^{*}}$ . Таким образом, круговой многочлен ${\displaystyle \Phi _{3}(x)=x^{2}+x+1}$ является неприводимым в ${\displaystyle GF(p)}$ . Следовательно, корни ${\displaystyle \alpha }$ и ${\displaystyle \alpha ^{p}}$ образуют оптимальный нормальный базис ${\displaystyle GF(p^{2})}$ над ${\displaystyle GF(p)}$ и

${\displaystyle GF(p^{2})\cong \{x_{1}\alpha +x_{2}\alpha ^{p}:x_{1},x_{2}\in GF(p)\}.}$

С учетом p ≡ 2 mod 3 :

${\displaystyle GF(p^{2})\cong \{y_{1}\alpha +y_{2}\alpha ^{2}:\alpha ^{2}+\alpha +1=0,y_{1},y_{2}\in GF(p)\}.}$

Таким образом, стоимость арифметических операций следующая:

• Вычисление x ^p не требует умножения
• Вычисление x ² требует двух операций умножения в ${\displaystyle GF(p)}$
• Вычисление xy требует трех операций умножения в ${\displaystyle GF(p)}$
• Вычисление xz-yz p требует четырёх операций умножения в ${\displaystyle GF(p)}$ .:

Использование следов в ${\displaystyle GF(p^{2})}$

Элементами, сопряженными с ${\displaystyle h\in GF(p^{6})}$ в ${\displaystyle GF(p^{2})}$ являются: сам ${\displaystyle h,h^{p^{2}}}$ и ${\displaystyle h^{p^{4}}}$ , а их сумма — след ${\displaystyle h}$ .

${\displaystyle Tr(h)=h+h^{p^{2}}+h^{p^{4}}.}$

Кроме того:

${\displaystyle {\begin{aligned}Tr(h)^{p^{2}}&=h^{p^{2}}+h^{p^{4}}+h^{p^{6}}\\&=h+h^{p^{2}}+h^{p^{4}}\\&=Tr(h)\end{aligned}}}$

Рассмотрим генератор ${\displaystyle g}$ XTR-группы порядка ${\displaystyle q}$ , где ${\displaystyle q}$ — простое число. Так как ${\displaystyle \langle g\rangle }$ — подгруппа группы порядка ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ , то ${\displaystyle q\mid p^{2}-p+1}$ . Кроме того,

${\displaystyle p^{2}=p-1}$

и

${\displaystyle p^{4}=(p-1)^{2}=p^{2}-2p+1=-p}$ .

Таким образом,

${\displaystyle {\begin{aligned}Tr(g)&=g+g^{p^{2}}+g^{p^{4}}\\&=g+g^{p-1}+g^{-p}.\end{aligned}}}$

Отметим также, что сопряженным к элементу ${\displaystyle g}$ является ${\displaystyle 1}$ , то есть, ${\displaystyle g}$ имеет норму равную 1. Ключевой особенностью XTR является то, что минимальный многочлен ${\displaystyle g}$ в ${\displaystyle GF(p^{2})}$

${\displaystyle (x-g)\!\ (x-g^{p-1})(x-g^{-p})}$

упрощается до

${\displaystyle x^{3}-Tr(g)\!\ x^{2}+Tr(g)^{p}x-1}$

Иными словами, сопряженные с ${\displaystyle g}$ элементы, как корни минимального многочлена в ${\displaystyle GF(p^{2})}$ , полностью определяются следом ${\displaystyle g}$ . Аналогичные рассуждения верны для любой степени ${\displaystyle g}$ :

${\displaystyle x^{3}-Tr(g^{n})\!\ x^{2}+Tr(g^{n})^{p}x-1}$

— этот многочлен определяется следом ${\displaystyle Tr(g^{n})}$ .

Идея алгоритма в том, чтобы заменить ${\displaystyle g^{n}\in GF(p^{6})}$ на ${\displaystyle Tr(g^{n})\in GF(p^{2})}$ , то есть вычислять ${\displaystyle Tr(g^{n})}$ по ${\displaystyle Tr(g)}$ вместо ${\displaystyle g^{n}}$ по ${\displaystyle g}$ Однако для того, чтобы метод был эффективен, необходим способ быстро получать ${\displaystyle Tr(g^{n})}$ по имеющемуся ${\displaystyle Tr(g)}$ .

Алгоритм быстрого вычисления ${\displaystyle Tr(g^{n})}$ по ${\displaystyle Tr(g)}$

Определение: Для каждого ${\displaystyle c}$ ${\displaystyle GF(p^{2})}$ определим:

${\displaystyle F(c,X)=X^{3}-cX^{2}+c^{p}X-1\in GF(p^{2})[X].}$

Определение: Пусть ${\displaystyle h_{0},\!\ h_{1},h_{2}}$ — корни ${\displaystyle F(c,X)}$ в ${\displaystyle GF(p^{6})}$ , а ${\displaystyle n\in \mathbb {Z} }$ . Обозначим:

${\displaystyle c_{n}=h_{0}^{n}+h_{1}^{n}+h_{2}^{n}.}$

Свойства ${\displaystyle c_{n}}$ и ${\displaystyle F(c,X)}$ :

1. ${\displaystyle c=c_{1}}$
2. ${\displaystyle c_{-n}=c_{np}=c_{n}^{p}}$
3. ${\displaystyle c_{n}\in GF(p^{2})}$ для ${\displaystyle n\in \mathbb {Z} }$
4. ${\displaystyle c_{u+v}=c_{u}c_{v}-c_{v}^{p}c_{u-v}+c_{u-2v}}$ для ${\displaystyle u,v\in \mathbb {Z} }$
5. Либо все ${\displaystyle h_{j}}$ имеют порядок, являющийся делителем ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ и ${\displaystyle >3}$ , либо все ${\displaystyle h_{j}}$ — в поле ${\displaystyle GF(p^{2})}$ . В частности, ${\displaystyle F(c,X)}$ — неприводим тогда и только тогда, когда его корни имеют порядок, являющийся делителем ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ и ${\displaystyle >3}$ .
6. ${\displaystyle F(c,X)}$ приводим в поле ${\displaystyle GF(p^{2})}$ тогда и только тогда, когда ${\displaystyle c_{p+1}\in GF(p)}$

Утверждение: Пусть даны ${\displaystyle c,\!\ c_{n-1},c_{n},c_{n+1}}$ .

1. Вычисление ${\displaystyle c_{2n}=c_{n}^{2}-2c_{n}^{p}}$ требует двух операций произведения в поле ${\displaystyle GF(p)}$ .
2. Вычисление ${\displaystyle c_{n+2}=c_{n+1}\cdot c-c^{p}\cdot c_{n}+c_{n-1}}$ требует четырёх операций произведения в поле ${\displaystyle GF(p)}$ .
3. Вычисление ${\displaystyle c_{2n-1}=c_{n-1}\cdot c_{n}-c^{p}\cdot c_{n}^{p}+c_{n+1}^{p}}$ требует четырёх операций произведения в поле ${\displaystyle GF(p)}$ .
4. Вычисление ${\displaystyle c_{2n+1}=c_{n+1}\cdot c_{n}-c\cdot c_{n}^{p}+c_{n-1}^{p}}$ требует четырёх операций произведения в поле ${\displaystyle GF(p)}$ .

Определение: Пусть ${\displaystyle S_{n}(c)=(c_{n-1},c_{n},c_{n+1})\in GF(p^{2})^{3}}$ .

Алгоритм для вычисления ${\displaystyle S_{n}(c)}$ при заданных ${\displaystyle n}$ и ${\displaystyle c}$

• При ${\displaystyle n<0}$ алгоритм применяется для ${\displaystyle -n}$ и ${\displaystyle c}$ , затем используется свойство 2 для получения конечного результатаю
• При ${\displaystyle n=0}$ , ${\displaystyle S_{0}(c)\!\ =(c^{p},3,c)}$ .
• При ${\displaystyle n=1}$ , ${\displaystyle S_{1}(c)\!\ =(3,c,c^{2}-2c^{p})}$ .
• При ${\displaystyle n=2}$ , воспользуемся выражениями для ${\displaystyle c_{n+2}=c_{n+1}\cdot c-c^{p}\cdot c_{n}+c_{n-1}}$ и ${\displaystyle S_{1}(c)}$ , чтобы найти ${\displaystyle c_{3}}$ и, соответственно, ${\displaystyle S_{2}(c)}$ .
• При ${\displaystyle n>2}$ , чтобы вычислить ${\displaystyle S_{n}(c)}$ , введем

${\displaystyle {\bar {S}}_{i}(c)=S_{2i+1}(c)}$

и ${\displaystyle {\bar {m}}=n}$ если не ${\displaystyle n}$ нечетно и ${\displaystyle {\bar {m}}=n-1}$ если четно. Положим ${\displaystyle {\bar {m}}=2m+1,k=1}$ и найдем ${\displaystyle {\bar {S}}_{k}(c)=S_{3}(c)}$ , используя Утверждение, и ${\displaystyle S_{2}(c)}$ . Пусть, в дальнейшем,

${\displaystyle m=\sum _{j=0}^{r}m_{j}2^{j}}$

где ${\displaystyle m_{j}\in {0,1}}$ и ${\displaystyle m_{r}=1}$ . Для ${\displaystyle j=r-1,r-2,...,0}$ последовательно выполним следующее:

• При ${\displaystyle m_{j}=0}$ , воспользуемся ${\displaystyle {\bar {S}}_{k}(c)}$ чтобы найти ${\displaystyle {\bar {S}}_{2k}(c)}$ .
• При ${\displaystyle m_{j}=1}$ , воспользуемся ${\displaystyle {\bar {S}}_{k}(c)}$ чтобы найти ${\displaystyle {\bar {S}}_{2k+1}(c)}$ .
• Заменим ${\displaystyle k}$ на ${\displaystyle 2k+m_{j}}$ .

По завершении итераций, ${\displaystyle k=m}$ , а ${\displaystyle S_{\bar {m}}(c)={\bar {S}}_{m}(c)}$ . Если n — четно, воспользуемся ${\displaystyle S_{\bar {m}}(c)}$ чтобы найти ${\displaystyle {\bar {S}}_{m+1}(c)}$ .

Выбор параметров

Выбор поля и размера подгруппы

Чтобы воспользоваться преимуществами представления элементов групп в виде их следов и обеспечить достаточную защищенность данных, необходимо найти простые ${\displaystyle p}$ и ${\displaystyle q}$ , где ${\displaystyle p}$ — характеристика поля ${\displaystyle GF(p^{6})}$ , причем ${\displaystyle p\equiv 2\ {\text{mod}}\ 3}$ , а ${\displaystyle q}$ — размер подгруппы и делитель ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ . Обозначим как ${\displaystyle P}$ и ${\displaystyle Q}$ размеры ${\displaystyle p}$ и ${\displaystyle q}$ в битах. Чтобы достичь уровня безопасности, который обеспечивает, к примеру, RSA с длиной ключа в 1024 бита, требуется выбрать ${\displaystyle P}$ таким, что ${\displaystyle 6P>1024}$ , то есть ${\displaystyle P\approx 170}$ а ${\displaystyle Q}$ может быть около 160. Первый алгоритм, который позволяет вычислить такие простые ${\displaystyle p}$ и ${\displaystyle q}$ — Алгоритм А.

Алгоритм А

1. Найдём ${\displaystyle r\in \mathbb {Z} }$ такое, что число ${\displaystyle q=r^{2}-r+1}$ — простое число длиной в ${\displaystyle Q}$ бит.
2. Найдем ${\displaystyle k\in \mathbb {Z} }$ такое, что число ${\displaystyle p=r+k\cdot q}$ — простое длиной ${\displaystyle P}$ бит, а также ${\displaystyle p\equiv 2\ {\text{mod}}\ 3}$ .

Корректность Алгоритма А:

Необходимо проверить лишь то, что ${\displaystyle q\mid p^{2}-p+1}$ , так как все оставшиеся свойства очевидно выполнены из-за специфики выбора ${\displaystyle p}$ и ${\displaystyle q}$ .

Нетрудно заметить, что ${\displaystyle p^{2}-p+1=r^{2}+2rkq+k^{2}q^{2}-r-kq+1=r^{2}-r+1+q(2rk+k^{2}q-k)=q(1+2rk+k^{2}q-k)}$ , значит ${\displaystyle q\mid p^{2}-p+1}$ .

Алгоритм А очень быстрый, однако может быть небезопасен, так как уязвим против атаки с использованием решета числового поля .

От этого недостатка избавлен более медленный Алгоритм Б.

Алгоритм Б

1. Выберем простое число ${\displaystyle q}$ длиной в ${\displaystyle Q}$ бит, такое, что ${\displaystyle q\equiv 7\ {\text{mod}}\ 12}$ .
2. Найдем корни ${\displaystyle r_{1}}$ и ${\displaystyle r_{2}}$ ${\displaystyle X^{2}-X+1\ {\text{mod}}\ q}$ .
3. Найдем ${\displaystyle k\in \mathbb {Z} }$ такое, что ${\displaystyle p=r_{i}+k\cdot q}$ , ${\displaystyle p}$ - простое ${\displaystyle P}$ -битовое число и при этом ${\displaystyle p\equiv 2\ {\text{mod}}\ 3}$ для ${\displaystyle i\in \{1,2\}}$

Корректность Алгоритма Б:

Как только мы выбираем ${\displaystyle q\equiv 7\ {\text{mod}}\ 12}$ , автоматически выполняется условие ${\displaystyle q\equiv 1\ {\text{mod}}\ 3}$ (Так как ${\displaystyle 7\equiv 1\ {\text{mod}}\ 3}$ и ${\displaystyle 3\mid 12}$ ). Из этого утверждения и квадратичного закона взаимности следует, что корни ${\displaystyle r_{1}}$ и ${\displaystyle r_{2}}$ существуют.

Чтобы проверить, что ${\displaystyle q\mid p^{2}-p+1}$ снова рассмотрим ${\displaystyle p^{2}-p+1}$ для ${\displaystyle r_{i}\in \{1,2\}}$ и заметим, что ${\displaystyle p^{2}-p+1=r_{i}^{2}+2r_{i}kq+k^{2}q^{2}-r_{i}-kq+1=r_{i}^{2}-r_{i}+1+q(2rk+k^{2}q-k)=q(2rk+k^{2}q-k)}$ .Значит ${\displaystyle r_{1}}$ и ${\displaystyle r_{2}}$ -корни ${\displaystyle X^{2}-X+1}$ и, следовательно, ${\displaystyle q\mid p^{2}-p+1}$ .

Выбор подгруппы

В предыдущем разделе мы нашли размеры ${\displaystyle p}$ и ${\displaystyle q}$ конечного поля ${\displaystyle GF(p^{6})}$ и мультипликативной подгруппы в ${\displaystyle GF(p^{6})^{*}}$ . Теперь следует найти подгруппу ${\displaystyle \langle g\rangle }$ в ${\displaystyle GF\!\ (p^{6})^{*}}$ для некоторых ${\displaystyle g\in GF(p^{6})}$ таких, что ${\displaystyle \mid \!\!\langle g\rangle \!\!\mid =q}$ . Однако, необязательно искать явный элемент ${\displaystyle g\in GF(p^{6})}$ , достаточно найти элемент ${\displaystyle c\in GF(p^{2})}$ такой, что ${\displaystyle c=Tr(g)}$ для элемента ${\displaystyle g\in GF(p^{6})}$ порядка ${\displaystyle q}$ . Но при данном ${\displaystyle Tr(g)}$ , генератор ${\displaystyle g}$ XTR-группы может быть найден путём нахождения корня ${\displaystyle F(Tr(g),\ X)}$ . Чтобы найти это ${\displaystyle c}$ , рассмотрим свойство 5 ${\displaystyle F(c,\ X)}$ . Найдя такое ${\displaystyle c}$ следует проверить, действительно ли оно порядка ${\displaystyle q}$ , однако сначала нужно выбрать c\in GF(p²), такое, что F(c,\ X) — неприводимо. Простейший подход в том, чтобы выбирать ${\displaystyle c\in GF(p^{2})\backslash GF(p)}$ случайным образом.

Утверждение: Для случайно выбранного ${\displaystyle c\in GF(p^{2})}$ вероятность, что ${\displaystyle F(c,\ X)=X^{3}-cX^{2}+c^{p}X-1\in GF(p^{2})[X]}$ — неприводимо, больше 1/3.

Базовый алгоритм для поиска ${\displaystyle Tr(g)}$ :

1. Выберем случайное ${\displaystyle c\in GF(p^{2})\backslash GF(p)}$ .
2. Если ${\displaystyle F(c,\ X)}$ — приводим, вернемся на первый шаг.
3. Воспользуемся алгоритмом для поиска ${\displaystyle S_{n}(c)}$ . Найдем ${\displaystyle d=c_{(p^{2}-p+1)/q}}$ .
4. Если ${\displaystyle d}$ имеет порядок не равный ${\displaystyle q}$ , вернемся на первый шаг.
5. Пусть ${\displaystyle Tr(g)=d}$ .

Данный алгоритм вычисляет элемент поля ${\displaystyle GF(p^{2})}$ эквивалентный ${\displaystyle Tr(g)}$ для некоторых ${\displaystyle g\in GF(p^{6})}$ порядка ${\displaystyle q}$ .

Примеры

Протокол Диффи-Хеллмана

Предположим, у Алисы и Боба есть открытый XTR-ключ ${\displaystyle \left(p,q,Tr(g)\right)}$ и они хотят сгенерировать общий закрытый ключ ${\displaystyle K}$ .

1. Алиса выбирает случайное число ${\displaystyle a\in \mathbb {Z} }$ такое, что ${\displaystyle 1<a<q-2}$ , вычисляет ${\displaystyle S_{a}(Tr(g))=\left(Tr(g^{a-1}),Tr(g^{a}),Tr(g^{a+1})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ и посылает ${\displaystyle Tr(g^{a})\in GF(p^{2})}$ Бобу.
2. Боб получает ${\displaystyle Tr(g^{a})}$ от Алисы, выбирает случайное ${\displaystyle b\in \mathbb {Z} }$ такое, что ${\displaystyle 1<b<q-2}$ , вычисляет ${\displaystyle S_{b}(Tr(g))=\left(Tr(g^{b-1}),Tr(g^{b}),Tr(g^{b+1})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ и посылает ${\displaystyle Tr(g^{b})\in GF(p^{2})}$ Алисе.
3. Алиса получает ${\displaystyle Tr(g^{b})}$ от Боба, вычисляет ${\displaystyle S_{a}(Tr(g^{b}))=\left(Tr(g^{(a-1)b}),Tr(g^{ab}),Tr(g^{(a+1)b})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ и получает ${\displaystyle Tr(g^{ab})\in GF(p^{2})}$ — закрытый ключ ${\displaystyle K}$ .
4. Точно так же, Боб вычисляет ${\displaystyle S_{b}(Tr(g^{a}))=\left(Tr(g^{a(b-1)}),Tr(g^{ab}),Tr(g^{a(b+1)})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ и получает ${\displaystyle Tr(g^{ab})\in GF(p^{2})}$ — закрытый ключ ${\displaystyle K}$ .

Схема Эль-Гамаля

Предположим, у Алисы есть часть публичного ключа XTR: ${\displaystyle (p,q,Tr(g))}$ . Алиса выбирает секретное целое число ${\displaystyle k}$ и вычисляет и публикует ${\displaystyle Tr(g^{k})}$ . Получив публичный ключ Алисы ${\displaystyle \left(p,q,Tr(g),Tr(g^{k})\right)}$ , Боб может зашифровать сообщение ${\displaystyle M}$ , предназначенное Алисе, используя следующий алгоритм:

1. Боб выбирает случайное ${\displaystyle b\in \mathbb {Z} }$ такое, что ${\displaystyle 1<b<q-2}$ и вычисляет ${\displaystyle S_{b}(Tr(g))=\left(Tr(g^{b-1}),Tr(g^{b}),Tr(g^{b+1})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ .
2. Затем Боб вычисляет ${\displaystyle S_{b}(Tr(g^{k}))=\left(Tr(g^{(b-1)k}),Tr(g^{bk}),Tr(g^{(b+1)k})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ .
3. Боб определяет симметричный ключ ${\displaystyle K}$ основанный на ${\displaystyle Tr(g^{bk})\in GF(p^{2})}$ .
4. Боб шифрует сообщение ${\displaystyle M}$ ключом ${\displaystyle K}$ , получая зашифрованное сообщение ${\displaystyle E}$ .
5. Пару ${\displaystyle (Tr(g^{b}),\ E)}$ Боб посылает Алисе.

Получив пару ${\displaystyle (Tr(g^{b}),\ E)}$ , Алиса расшифровывает её следующим образом:

1. Алиса вычисляет ${\displaystyle S_{k}(Tr(g^{b}))=\left(Tr(g^{b(k-1)}),Tr(g^{bk}),Tr(g^{b(k+1)})\right)\in GF(p^{2})^{3}}$ .
2. Алиса определяет симметричный ключ ${\displaystyle K}$ основанный на ${\displaystyle Tr(g^{bk})\in GF(p^{2})}$ .
3. Зная, что алгоритм шифрования сообщения — симметричный, Алиса ключом ${\displaystyle K}$ расшифровывает ${\displaystyle E}$ , получая исходное сообщение ${\displaystyle M}$ .

Таким образом, сообщение передано.

Примечания