RU2140712C1 - Способ блочного шифрования двоичной информации - Google Patents
Способ блочного шифрования двоичной информации Download PDFInfo
- Publication number
- RU2140712C1 RU2140712C1 RU98107784/09A RU98107784A RU2140712C1 RU 2140712 C1 RU2140712 C1 RU 2140712C1 RU 98107784/09 A RU98107784/09 A RU 98107784/09A RU 98107784 A RU98107784 A RU 98107784A RU 2140712 C1 RU2140712 C1 RU 2140712C1
- Authority
- RU
- Russia
- Prior art keywords
- sub
- block
- encryption
- substitution
- bit
- Prior art date
Links
- 238000000034 method Methods 0.000 title claims abstract description 26
- 238000006467 substitution reaction Methods 0.000 claims abstract description 36
- 230000015572 biosynthetic process Effects 0.000 claims 1
- 238000006243 chemical reaction Methods 0.000 abstract description 11
- 239000000126 substance Substances 0.000 abstract 1
- 239000013598 vector Substances 0.000 description 37
- 230000005540 biological transmission Effects 0.000 description 2
- 238000004590 computer program Methods 0.000 description 2
- 125000004122 cyclic group Chemical group 0.000 description 1
- 238000005516 engineering process Methods 0.000 description 1
- 230000010365 information processing Effects 0.000 description 1
- 239000000463 material Substances 0.000 description 1
- 230000007246 mechanism Effects 0.000 description 1
- 238000011084 recovery Methods 0.000 description 1
- 230000009466 transformation Effects 0.000 description 1
Landscapes
- Storage Device Security (AREA)
Abstract
Изобретение относится к области электросвязи и вычислительной техники, а конкретнее к области криптографических способов и устройств для шифрования данных. Техническим результатом, достигаемым изобретением, является повышение скорости шифрования при программной реализации. Способ включает формирование ключа шифрования в виде совокупности подключей, разбиение блока данных на N ≥ 2 подблоков и поочередное преобразование подблоков путем выполнения двуместной операции над подблоком и подключом. Новым в заявляемом способе является то, что перед выполнением двуместной операции над i-м подблоком и подключом над подключом выполняют операцию подстановки, зависящую от j-го подблока, где j ≠ i. Новым является также то, что в качестве выполняемой над подключом операции подстановки, зависящей от j-го подблока, используют операцию подстановки, зависящую от ключа шифрования. 1 з.п.ф-лы, 1 ил.
Description
Изобретение относится к области электросвязи и вычислительной техники, а конкретнее к области криптографических способов и устройств для шифрования сообщений (информации). В совокупности признаков заявляемого способа используются следующие термины:
- ключ шифрования представляет собой комбинацию битов, используемую при шифровании информационных сигналов данных; ключ шифрования является сменным элементом шифра и используется для преобразования данного сообщения или данной совокупности сообщений; ключ шифрования должен быть известным только законному пользователю;
- шифр представляет собой совокупность элементарных шагов преобразования входных данных с использованием шифрключа; шифр может быть реализован в виде программы для ЭВМ или в виде отдельного электронного устройства;
- подключ представляет собой часть ключа шифрования, используемую на отдельных элементарных шагах шифрования;
- двоичный вектор - это некоторая последовательность нулевых и единичных битов, например 101101011; конкретная структура двоичного вектора может быть интерпретирована как двоичное число, если считать, что позиция каждого бита соответствует двоичному разряду, т.е. двоичному вектору может быть сопоставлено численное значение, которое определяется однозначно структурой двоичного вектора;
- шифрование есть процесс, реализующий некоторый способ преобразования данных с использованием шифрключа, переводящий данные в криптограмму, представляющую собой псевдослучайную последовательность знаков, из которой получение информации без знания ключа шифрования практически невыполнимо;
- дешифрование есть процесс, обратный процедуре шифрования; дешифрование обеспечивает восстановление информации по криптограмме при знании ключа шифрования;
- криптостойкость является мерой надежности защиты информации и представляет собой трудоемкость, измеренную в количестве элементарных операций, которые необходимо выполнить для восстановления информации по криптограмме при знании алгоритма преобразования, но без знания ключа шифрования.
- ключ шифрования представляет собой комбинацию битов, используемую при шифровании информационных сигналов данных; ключ шифрования является сменным элементом шифра и используется для преобразования данного сообщения или данной совокупности сообщений; ключ шифрования должен быть известным только законному пользователю;
- шифр представляет собой совокупность элементарных шагов преобразования входных данных с использованием шифрключа; шифр может быть реализован в виде программы для ЭВМ или в виде отдельного электронного устройства;
- подключ представляет собой часть ключа шифрования, используемую на отдельных элементарных шагах шифрования;
- двоичный вектор - это некоторая последовательность нулевых и единичных битов, например 101101011; конкретная структура двоичного вектора может быть интерпретирована как двоичное число, если считать, что позиция каждого бита соответствует двоичному разряду, т.е. двоичному вектору может быть сопоставлено численное значение, которое определяется однозначно структурой двоичного вектора;
- шифрование есть процесс, реализующий некоторый способ преобразования данных с использованием шифрключа, переводящий данные в криптограмму, представляющую собой псевдослучайную последовательность знаков, из которой получение информации без знания ключа шифрования практически невыполнимо;
- дешифрование есть процесс, обратный процедуре шифрования; дешифрование обеспечивает восстановление информации по криптограмме при знании ключа шифрования;
- криптостойкость является мерой надежности защиты информации и представляет собой трудоемкость, измеренную в количестве элементарных операций, которые необходимо выполнить для восстановления информации по криптограмме при знании алгоритма преобразования, но без знания ключа шифрования.
Известны способы блочного шифрования двоичной информации, см., например, стандарт США DES [У. Диффи, М.Э. Хеллмэн. Защищенность и имитостойкость: Введение в криптографию// ТИИЭР. 1979. Т. 67. N. 3. С. 87-89], способ шифрования по патенту США N 5222139 от 22 июня 1993 г., шифр FEAL-1 и криптоалгоритм B-Crypt [С.Мафтик. Механизмы защиты в сетях ЭВМ.- М., Мир, 1993. С. 49-52] . В известных способах шифрование блоков данных выполняют путем формирования ключа шифрования в виде совокупности подключей, разбиения преобразуемого блока данных на подблоки и поочередного изменения последних с помощью операций подстановки, перестановки и арифметических операций, выполняемых над текущим подблоком и текущим под ключом.
Однако известные способы-аналоги не являются достаточно стойкими к известному дифференциальному криптоанализу [Berson Т. A. Differential Cryptanalysis Mod 232 with application to MD5// EUROCRYPT'92. Hungary, May 24-28, 1992. Proceedings. P. 67-68], т.к. для всех входных блоков данных для заданного шага преобразования используется один и тот же подключ в неизменном виде.
Наиболее близким по своей технической сущности к заявляемому способу шифрования двоичной информации является способ, описанный в Российском стандарте криптографической защиты данных [Стандарт СССР ГОСТ 28147-89. Системы обработки информации. Защита криптографическая. Алгоритм криптографического преобразования] . Способ-прототип включает в себя формирование ключа шифрования в виде последовательности из 8 подключей длиной 32 бита, разбиение входного 64-битового блока данных на два 32-битовых подблока B1 и B2 и поочередное преобразование подблоков. Один шаг преобразования подблока, например подблока B2, заключается в наложении на него текущего подключа Qi, являющегося фиксированным для данного шага, с помощью операции сложения по модулю 232 (+) в соответствии с формулой B2:=B2+Qi, где 1 ≤ i ≤ 8, после чего над полученным новым значением подблока B2 выполняют операцию подстановки, затем операцию циклического сдвига влево на одиннадцать бит, т.е. на одиннадцать двоичных разрядов в сторону старших разрядов, а затем на полученное значение B2 накладывают подблок B1 с помощью операции поразрядного суммирования по модулю два (⊕) в соответствии с формулой B2: = B2 ⊕ B1. Операция подстановки выполняется следующим образом. Подблок разбивается на 8 двоичных векторов длиной по 4 бита. Каждый двоичный вектор заменяется двоичным вектором из таблицы подстановок. Выбранные из таблицы подстановок 8 4-битовых вектора объединяются в 32-битовый двоичный вектор, который и является выходным состоянием подблока после выполнения операции подстановки. Всего выполняется 32 аналогичных шага изменения подблоков, причем для всех преобразуемых входных блоков данных на фиксированном шаге преобразования подблоков используется один и тот же подключ с неизменным значением.
Однако способ-прототип имеет недостатки, а именно при программной реализации он не обеспечивает скорость шифрования более 1 Мбит/с [Андреев Н.Н. О некоторых направлениях исследований в области защиты информации// Сборник материалов международной конференции "Безопасность информации". Москва, 14-18 апреля 1997. М. 1997. С. 96], что не позволяет использовать его для шифрования данных в средствах защиты реального масштаба времени. Этот недостаток связан с тем, что для обеспечения стойкости к дифференциальному криптоанализу в способе-прототипе используется большое число операций подстановки над 4-битовыми подблоками преобразуемого блока данных, для выполнения каждой из которых (при программной реализации) микропроцессор осуществляет много элементарных команд, что обусловлено несоответствием подстановок такого типа с форматом представления данных в ЭВМ.
В основу изобретения положена задача разработать способ блочного шифрования двоичной информации, в котором преобразование входных данных осуществлялось бы таким образом, чтобы обеспечивалось уменьшение числа элементарных операций преобразования, приходящихся на один бит входных данных, при одновременном обеспечении высокой стойкости к дифференциальному криптоанализу, благодаря чему повышается скорость шифрования при программной реализации.
Поставленная задача достигается тем, что в способе блочного шифрования двоичной информации, включающем формирование ключа шифрования в виде совокупности под ключей, разбиение блока данных на N ≥ 2 подблоков и поочередное преобразование подблоков путем выполнения двуместной операции над подблоком и подключом, новым согласно изобретению является то, что перед выполнением двуместной операции над i-м подблоком и подключом над подключом выполняют операцию подстановки, зависящую от j-го подблока, где j ≠ i.
Благодаря такому решению структура под ключей, используемых на заданном шаге шифрования, зависит от преобразуемых данных и тем самым на данном шаге преобразования для различных входных блоков используются различные модифицированные значения подключей, благодаря чему обеспечивается высокая стойкость к дифференциальному криптоанализу при одновременном уменьшении числа выполняемых операций преобразования, что и обеспечивает повышение скорости криптографического преобразования.
Благодаря такому решению структура под ключей, используемых на заданном шаге шифрования, зависит от преобразуемых данных и тем самым на данном шаге преобразования для различных входных блоков используются различные модифицированные значения подключей, благодаря чему обеспечивается высокая стойкость к дифференциальному криптоанализу при одновременном уменьшении числа выполняемых операций преобразования, что и обеспечивает повышение скорости криптографического преобразования.
Новым является также то, что в качестве выполняемой над подключом операции подстановки, зависящей от j-го подблока, используют операцию подстановки, зависящую от ключа шифрования.
Благодаря такому решению обеспечивается дополнительное повышение стойкости шифрования при сохранении высокой скорости шифрования.
Ниже сущность заявляемого изобретения более подробно разъясняется примерами его осуществления со ссылками на прилагаемый чертеж.
Изобретение поясняется обобщенной схемой криптографического преобразования блоков данных на основе заявляемого способа, которая представлена на чертеже, где S - блок операции подстановки, зависящей от значения одного из преобразуемых подблоков; A и B - преобразуемые n-битовые подблоки; K2R, K2R-1 - элементы ключа шифрования (подключи); знак ⊕ обозначает операцию поразрядного суммирования по модулю два, знак 
операцию суммирования по модулю 2n. Операционный блок S выполняет операцию подстановки над подключами K2R K2R-1 в зависимости от управляющего сигнала на управляющей шине, показанной прерывистой жирной линией. Жирные сплошные линии обозначают шину передачи n-битовых сигналов, а жирные пунктирные линии - шину передачи n управляющих сигналов, в качестве которых используются биты преобразуемых подблоков.
Чертеж показывает один (R-тый) раунд шифрования. В зависимости от конкретной реализации блока управляемых подстановок и требуемой скорости преобразований могут быть заданы от 8 до 20 и более раундов.
Под операцией подстановки мы понимаем операцию замены двоичного значения сигнала на входе операционного блока S на другое двоичное значение (устанавливаемое на выходе операционного блока S), которое выбирается в зависимости от значения на входе блока S в соответствии с некоторой таблицей замены. Могут быть реализованы два варианта подстановок:
(1) n-битовый входной двоичный вектор заменяется на n-битовый выходной двоичный вектор, причем различным входным двоичным векторам соответствуют различные выходные двоичные вектора;
(2) n-битовый двоичный вектор заменяется на m-битовый двоичный вектор, где m ≥ n, причем различным входным двоичным векторам могут соответствовать как различные, так и одинаковые выходные двоичные векторы.
(1) n-битовый входной двоичный вектор заменяется на n-битовый выходной двоичный вектор, причем различным входным двоичным векторам соответствуют различные выходные двоичные вектора;
(2) n-битовый двоичный вектор заменяется на m-битовый двоичный вектор, где m ≥ n, причем различным входным двоичным векторам могут соответствовать как различные, так и одинаковые выходные двоичные векторы.
Операции подстановок обоих типов можно задать зависящими от некоторого управляющего сигнала, т.е. заданный двоичный вектор на входе может заменяться на различные выходные двоичные векторы в зависимости от значения управляющего сигнала, в качестве которого в заявляемом способе используется значение одного из преобразуемых подблоков.
Поясним задание зависимости операции подстановки первого типа от подблока преобразуемых данных. Пусть операции подстановки выполняются над двоичными векторами длиной n бит, где n - целое число. Тогда для определения операции подстановки размера nxn (обозначение nxn означает, что входным для операции подстановки является блок данных размером n бит и выходным блоком также является двоичный вектор длиной n бит) требуется использование таблицы, содержащей две строки чисел:
где N = 2n. В данной таблице в нижней строке присутствуют все возможные значения n-битового блока ровно по одному разу, но в произвольном порядке. Очередность расположения чисел в нижней строке определяет конкретный вариант таблицы подстановки, а следовательно, и конкретный вариант операции подстановки, выполняемой с использованием этой таблицы. Выполнение операции подстановки осуществляется следующим образом. Выбирается в верхней строке число, которое равно значению входного блока. Находящееся под этим числом значение в нижней строке берется в качестве выходного блока. Таким образом, таблицу подстановки можно разместить в оперативной памяти ЭВМ как последовательную запись n-битовых компьютерных слов, размещенных в ячейках с адресами w0, w1, w2, ... , wN-1. В этом случае значение входного двоичного вектора K служит для вычисления адреса w0 + K слова, которое берется в качестве выходного двоичного вектора. Этот способ представления таблицы подстановки требует использования объема памяти, равного 2nn бит. Выберем количество таблиц подстановки, равное 2L (объем требуемой памяти составит при этом 2LNn бит) и разместим таблицы подстановок непрерывно друг за другом. В качестве адреса таблицы с номером v возьмем значение адреса w0 первого n-битового слова. Пусть адрес таблицы с номером v = 0 есть s. В этом случае адрес таблицы подстановки с любым номером v равен s+vN. Если задан управляющий двоичный вектор, определяющий номер текущей таблицы подстановки v и текущий входной двоичный вектор, то операция подстановки выполняется заменой текущего входного блока на n-битовое слово, расположенное по адресу s + vN + K где K - значение входного двоичного вектора, над которым выполняется текущая операция подстановки. Используя это соотношение легко задать выбор таблицы подстановки с номером v и выполнить подстановку над входным двоичным вектором со значением K. В рассмотренном случае задание зависимости таблиц подстановок от значения управляющего двоичного вектора и выполнение операции подстановки осуществляются микропроцессором очень быстро при выборе соответствующих значений параметров L и n, например, при L=5 и n=8. При указанных параметрах для размещения таблиц подстановки требуется 8 Кбайт оперативной памяти, что является приемлемым, поскольку современные ЭВМ обладают объемом оперативной памяти на многие порядки больше этой величины (от 1 до 64 Мбайт и более).
где N = 2n. В данной таблице в нижней строке присутствуют все возможные значения n-битового блока ровно по одному разу, но в произвольном порядке. Очередность расположения чисел в нижней строке определяет конкретный вариант таблицы подстановки, а следовательно, и конкретный вариант операции подстановки, выполняемой с использованием этой таблицы. Выполнение операции подстановки осуществляется следующим образом. Выбирается в верхней строке число, которое равно значению входного блока. Находящееся под этим числом значение в нижней строке берется в качестве выходного блока. Таким образом, таблицу подстановки можно разместить в оперативной памяти ЭВМ как последовательную запись n-битовых компьютерных слов, размещенных в ячейках с адресами w0, w1, w2, ... , wN-1. В этом случае значение входного двоичного вектора K служит для вычисления адреса w0 + K слова, которое берется в качестве выходного двоичного вектора. Этот способ представления таблицы подстановки требует использования объема памяти, равного 2nn бит. Выберем количество таблиц подстановки, равное 2L (объем требуемой памяти составит при этом 2LNn бит) и разместим таблицы подстановок непрерывно друг за другом. В качестве адреса таблицы с номером v возьмем значение адреса w0 первого n-битового слова. Пусть адрес таблицы с номером v = 0 есть s. В этом случае адрес таблицы подстановки с любым номером v равен s+vN. Если задан управляющий двоичный вектор, определяющий номер текущей таблицы подстановки v и текущий входной двоичный вектор, то операция подстановки выполняется заменой текущего входного блока на n-битовое слово, расположенное по адресу s + vN + K где K - значение входного двоичного вектора, над которым выполняется текущая операция подстановки. Используя это соотношение легко задать выбор таблицы подстановки с номером v и выполнить подстановку над входным двоичным вектором со значением K. В рассмотренном случае задание зависимости таблиц подстановок от значения управляющего двоичного вектора и выполнение операции подстановки осуществляются микропроцессором очень быстро при выборе соответствующих значений параметров L и n, например, при L=5 и n=8. При указанных параметрах для размещения таблиц подстановки требуется 8 Кбайт оперативной памяти, что является приемлемым, поскольку современные ЭВМ обладают объемом оперативной памяти на многие порядки больше этой величины (от 1 до 64 Мбайт и более).
Поясним задание зависимости операции подстановки второго типа от подблока преобразуемых данных на примере подстановок 8х32, задаваемых с помощью пронумерованной последовательности 32-битовых двоичных векторов {Qj}, j = 0, 1, 2, . . . , 256. Последовательность {Qj} может предполагаться известной и относящейся к описанию алгоритма шифрования. В этом случае она может быть выработана по случайному закону, после чего она записывается как часть описания алгоритма шифрования. Другим вариантом задания последовательности {Qj} является ее генерирование по псевдослучайному закону в зависимости от ключа шифрования. В этом случае она является секретной, что дополнительно повышает криптостойкость шифрования. Преобразование 8-битового входного двоичного вектора (например, подключа) K осуществляется в зависимости от управляющего двоичного вектора (например, преобразуемого подблока) B следующим образом:
(1) вычисляется номер j0 = (B + K) mod 256; (2) 8-битовый двоичный вектор K заменяется на 32-битовый двоичный вектор
Рассмотрим конкретные примеры реализации заявляемого способа блочного шифрования двоичной информации.
(1) вычисляется номер j0 = (B + K) mod 256; (2) 8-битовый двоичный вектор K заменяется на 32-битовый двоичный вектор
Рассмотрим конкретные примеры реализации заявляемого способа блочного шифрования двоичной информации.
Пример 1. В данном примере поясняется шифрование 64-битовых блоков данных. Ключ шифрования формируется в виде 16 подключай K1, K2, K3,... K32, каждый из которых имеет длину 32 бита. Входной блок данных разбивается на два 32-битовых подблока A= a4|a3|a2|a1 и B= b4|b3|b2|b1, представленных в виде конкатенации 8-битовых подблоков ai и bi, где i = 1, 2, 3, 4. Шифрование входного блока описывается следующим алгоритмом:
1. Установить счетчик числа раундов r = 1.
1. Установить счетчик числа раундов r = 1.
2. Преобразовать подблок В в соответствии с выражением
где
обозначает операцию подстановки над подключом K8r, зависящую от подблока a1.
где
3. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A: = A + B (mod 32).
A: = A + B (mod 32).
4. Преобразовать подблок A в соответствии выражением
где
обозначает операцию подстановки над подключом K8r-7, выполняемую в зависимости от подблока b1.
где
5. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
B:=B+A(mod 232).
B:=B+A(mod 232).
6. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
6. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A:=A+B(mod 232).
6. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A:=A+B(mod 232).
7. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
8. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
B:=B + A (mod 232).
8. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
B:=B + A (mod 232).
9. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
10. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A:=A + B (mod 232).
10. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A:=A + B (mod 232).
11. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
12. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
B:=B+A(mod 232).
12. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
B:=B+A(mod 232).
13. Преобразовать подблок B в соответствии с выражением
14. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A: = A + B (mod 232).
14. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
A: = A + B (mod 232).
15. Преобразовать подблок A в соответствии с выражением
16. Преобразовать подблок B соответствии с выражением
B: = B + A (mod 232).
16. Преобразовать подблок B соответствии с выражением
B: = B + A (mod 232).
17. Если r ≠ 4, , то прирастить счетчик r:=r+1 и перейти к шагу 2, в противном случае СТОП.
В качестве таблицы подстановки, используемой для выполнения операции подстановки, в примере 1 используется массив пронумерованных 32-битовых двоичных векторов { Qj}, j = 0, 1, 2,...,2048. Для выполнения подстановки, например, над подключом K в зависимости от подблока ai вычисляется значение номера ja в соответствии с формулой ja=(K+ai)mod 211 и заменяется значение K на значение 
Аналитически это записывается как 
Пример 2. Этот пример полностью повторяет пример 1, за исключением того, что таблица {Qj}, j = 0, 1, 2,..., 2048, формируется до выполнения процедур шифрования в зависимости от ключа шифрования по псевдослучайному закону. Это можно сделать, например, следующим образом. Взять 1024 64-битовых двоичных вектора, имеющих численные значения 1, 2,..., 1024. Используя ключ шифрования K1, K2,...,K32, с помощью алгоритма шифрования RC5 [B.Schneier. Applied Cryptography/John Wiley & Sons, Inc., New York, 1996. P.344-345.] зашифруем указанные 64-битовые двоичные векторы. В результате получим набор 64-битовых блоков данных, имеющих псевдослучайные значения. Разбив каждый 64-битовый блок на два 32-битовых подблока получим псевдослучайную последовательность {Qj}, j = 0, 1, 2,...,2048.
Пример 2. Этот пример полностью повторяет пример 1, за исключением того, что таблица {Qj}, j = 0, 1, 2,..., 2048, формируется до выполнения процедур шифрования в зависимости от ключа шифрования по псевдослучайному закону. Это можно сделать, например, следующим образом. Взять 1024 64-битовых двоичных вектора, имеющих численные значения 1, 2,..., 1024. Используя ключ шифрования K1, K2,...,K32, с помощью алгоритма шифрования RC5 [B.Schneier. Applied Cryptography/John Wiley & Sons, Inc., New York, 1996. P.344-345.] зашифруем указанные 64-битовые двоичные векторы. В результате получим набор 64-битовых блоков данных, имеющих псевдослучайные значения. Разбив каждый 64-битовый блок на два 32-битовых подблока получим псевдослучайную последовательность {Qj}, j = 0, 1, 2,...,2048.
В современных ЭВМ операция извлечения двоичных векторов из оперативной памяти осуществляется за малое число машинных тактов, благодаря чему заявляемый способ обеспечивает скорость шифрования от 10 до 30 Мбит/с (в зависимости от конкретной реализации) для массового микропроцессора Pentium/200.
Приведенные примеры показывают, что предлагаемый способ блочного шифрования дискретной информации технически реализуем и позволяет решить поставленную задачу.
Заявляемый способ может быть реализован, например, в виде программ для ЭВМ, обеспечивающих скоростное шифрование данных.
Claims (1)
1. Способ блочного шифрования двоичной информации, включающий формирование ключа шифрования в виде совокупности подключей, разбиение блока данных на N≥ 2 подблоков, выполнение операции подстановки и поочередное преобразование подблоков путем выполнения двуместной операции над подблоком и подключом, отличающийся тем, что операцию подстановки выполняют над подключом перед выполнением двуместной операции над i-м подблоком, причем операцию подстановки выполняют в зависимости от j-го подблока, где j ≠ i.
2. Способ по п.1, отличающийся тем, что в качестве выполняемой над подключом операции подстановки используют операцию подстановки, зависящую от ключа шифрования.
2. Способ по п.1, отличающийся тем, что в качестве выполняемой над подключом операции подстановки используют операцию подстановки, зависящую от ключа шифрования.
Priority Applications (10)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| RU98107784/09A RU2140712C1 (ru) | 1998-04-22 | 1998-04-22 | Способ блочного шифрования двоичной информации |
| PL98342617A PL342617A1 (en) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | Discrete data block-type encoding method |
| UA2000095323A UA51836C2 (ru) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | Способ блочного кодирования цифровых данных |
| EP98935435A EP1059760A4 (en) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | BLOCK ENCRYPTION OF DISCRETE DATA |
| KR10-2000-7009280A KR100411912B1 (ko) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | 이산 데이터 블록 암호화 방법 |
| SI9820092A SI20498A (sl) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | Postopek blokovnega šifriranja zaupnih podatkov |
| JP2000533977A JP2002505452A (ja) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | 個々のデータをブロック暗号化するための方法 |
| SK1247-2000A SK12472000A3 (sk) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | Spôsob blokového kódovania diskrétnych dát |
| CNB988137909A CN1281023C (zh) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | 离散数据分块加密方法 |
| PCT/RU1998/000181 WO1999044330A1 (en) | 1998-02-24 | 1998-06-19 | Method for the block-encryption of discrete data |
Applications Claiming Priority (1)
| Application Number | Priority Date | Filing Date | Title |
|---|---|---|---|
| RU98107784/09A RU2140712C1 (ru) | 1998-04-22 | 1998-04-22 | Способ блочного шифрования двоичной информации |
Publications (1)
| Publication Number | Publication Date |
|---|---|
| RU2140712C1 true RU2140712C1 (ru) | 1999-10-27 |
Family
ID=20205218
Family Applications (1)
| Application Number | Title | Priority Date | Filing Date |
|---|---|---|---|
| RU98107784/09A RU2140712C1 (ru) | 1998-02-24 | 1998-04-22 | Способ блочного шифрования двоичной информации |
Country Status (1)
| Country | Link |
|---|---|
| RU (1) | RU2140712C1 (ru) |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| RU2222866C2 (ru) * | 2001-11-01 | 2004-01-27 | Молдовян Николай Андреевич | Способ итеративного шифрования двоичных блоков данных |
| RU2581772C2 (ru) * | 2014-09-15 | 2016-04-20 | Федеральное государственное казенное военное образовательное учреждение высшего профессионального образования "Военная академия Ракетных войск стратегического назначения имени Петра Великого" Министерства обороны Российской Федерациии | Способ шифрования информации, представленной двоичным кодом |
Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0406187A1 (en) * | 1989-06-16 | 1991-01-02 | Telia Ab | Method and arrangement for encryption |
| WO1991000661A1 (en) * | 1989-07-03 | 1991-01-10 | Motorola, Inc. | Soft logic cryptographic circuit |
| RU2032990C1 (ru) * | 1992-04-28 | 1995-04-10 | Борис Владимирович Березин | Способ шифрования двоичной информации |
-
1998
- 1998-04-22 RU RU98107784/09A patent/RU2140712C1/ru not_active IP Right Cessation
Patent Citations (3)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| EP0406187A1 (en) * | 1989-06-16 | 1991-01-02 | Telia Ab | Method and arrangement for encryption |
| WO1991000661A1 (en) * | 1989-07-03 | 1991-01-10 | Motorola, Inc. | Soft logic cryptographic circuit |
| RU2032990C1 (ru) * | 1992-04-28 | 1995-04-10 | Борис Владимирович Березин | Способ шифрования двоичной информации |
Cited By (2)
| Publication number | Priority date | Publication date | Assignee | Title |
|---|---|---|---|---|
| RU2222866C2 (ru) * | 2001-11-01 | 2004-01-27 | Молдовян Николай Андреевич | Способ итеративного шифрования двоичных блоков данных |
| RU2581772C2 (ru) * | 2014-09-15 | 2016-04-20 | Федеральное государственное казенное военное образовательное учреждение высшего профессионального образования "Военная академия Ракетных войск стратегического назначения имени Петра Великого" Министерства обороны Российской Федерациии | Способ шифрования информации, представленной двоичным кодом |
Similar Documents
| Publication | Publication Date | Title |
|---|---|---|
| EP0839418B1 (en) | Cryptographic method and apparatus for non-linearly merging a data block and a key | |
| US7190791B2 (en) | Method of encryption using multi-key process to create a variable-length key | |
| WO1991003113A1 (en) | Encryption system | |
| RU2124814C1 (ru) | Способ шифрования блоков цифровых данных | |
| US6463150B1 (en) | Encryption device for information in binary code | |
| RU2141729C1 (ru) | Способ криптографического преобразования блоков двоичных данных | |
| RU2140714C1 (ru) | Способ итеративного шифрования блоков данных | |
| EP1059760A1 (en) | Method for the block-encryption of discrete data | |
| RU2188513C2 (ru) | Способ криптографического преобразования l-битовых входных блоков цифровых данных в l-битовые выходные блоки | |
| RU2103828C1 (ru) | Способ блочного шифрования данных | |
| JP2000209195A (ja) | 暗号通信システム | |
| RU2140712C1 (ru) | Способ блочного шифрования двоичной информации | |
| RU2140709C1 (ru) | Способ криптографического преобразования блоков цифровых данных | |
| RU2239290C2 (ru) | Способ поточного шифрования данных | |
| KR100494560B1 (ko) | Ｒｉｊｎｄａｅｌ암호를 이용한 블록 데이터 실시간암호복호화 장치 및 방법 | |
| RU2140711C1 (ru) | Способ блочного шифрования дискретной информации | |
| RU2186467C2 (ru) | Способ блочного итеративного шифрования | |
| EP1043863B1 (en) | Method for the cryptographic conversion of L-bit input blocks of digital data info into L-bit output blocks | |
| RU2140710C1 (ru) | Способ блочного шифрования дискретных данных | |
| RU2106752C1 (ru) | Способ шифрования блоков данных | |
| RU2206961C2 (ru) | Способ итеративного блочного шифрования двоичных данных | |
| RU2140715C1 (ru) | Шифрующий блок | |
| KR100497130B1 (ko) | 이진코드정보의암호화방법 | |
| RU2184423C2 (ru) | Способ блочного итеративного шифрования цифровых данных | |
| RU2199826C2 (ru) | Способ итеративного шифрования блоков цифровых данных |
Legal Events
| Date | Code | Title | Description |
|---|---|---|---|
| MM4A | The patent is invalid due to non-payment of fees |
Effective date: 20040423 |